話說這道題資料是不是都是鏈啊，我不手動擴棧就全 \(re\)...
不過 \(a\) 了這題還是很爽的，通過昨晚到今天早上的奮鬥，終於肝出了這題
其實樓上說的也差不多了，就是把區間拆掉然後莫隊瞎搞
弱化版：bzoj [snoi2017]乙個簡單的詢問
那我先講弱化版吧
可以發現
\[\sum_^get(l_1,r_1,x)\times get(l_2,r_2,x)=\sum_^get(0,r_1,x)\times get(0,r_2,x)-\sum_^get(0,l_1-1,x)\times get(0,r_2,x)
\]\[-\sum_^get(0,r_1,x)\times get(0,l_2-1,x)+\sum_^get(0,l_1-1,x)\times get(0,l_2-1,x)
\]我們對上面的式子直接上莫隊，開兩個陣列統計即可
#include #define ll long long
using namespace std;
const int maxn=100000+10;
int n,m,a[maxn],b[maxn],c[maxn],tot,blo;ll ans[maxn],now;
struct queryq[maxn<<2];
bool cmp(query a,query b);
if(l2>1) q[++tot]=(query);
if(l1>1&&l2>1) q[++tot]=(query);
} sort(q+1,q+tot+1,cmp);
int l=0,r=0;
for(int i=1;i<=tot;i++)
for(int i=1;i<=m;i++)
printf("%lld\n",ans[i]);
return 0;
}
其實這道題差不多，轉化為 \(dfs\) 序，然後類似樹剖換根的思想分類討論：
1、\(x=rt\)
2、\(rt\) 在以 \(1\) 為根時 \(x\) 的子樹中
3、\(rt\) 不在以 \(1\) 為根時 \(x\) 的子樹中
然後第一種和第三種情況比較簡單，第二種情況要找 \(rt\) 在**，我用的樹剖，其實還可以用倍增，轉化為兩段區間，然後合併 \(x\) 的區間和 \(y\) 的區間
那麼就要分九種情況討論了 怪不得lxl的題目那麼毒瘤
嚴重壓行後 \(91\) 行，還是比較清爽的
\(code\ below:\)
#pragma comment(linker, "/stack:102400000,102400000")
#include #define ll long long
using namespace std;
const int maxn=100000+10;
int n,m,rt=1,a[maxn],mp[maxn],b[maxn],c[maxn],cnt,blo,t;ll ans[maxn*5],now;
int top[maxn],siz[maxn],son[maxn],fa[maxn],id[maxn],head[maxn],to[maxn<<1],nxt[maxn<<1],tot,tim;
struct queryq[maxn*80];
bool cmp(query a,query b);
if(l1>1) q[++cnt]=(query);
if(l2>1) q[++cnt]=(query);
if(l1>1&&l2>1) q[++cnt]=(query);
}int main()
for(i=1;i<=j;i++) printf("%lld\n",ans[i]);
return 0;
}
Ynoi2016 這是我自己發明的
link 支援換根和給定兩個點，求子樹中滿足權值相同的方案數 換根操作和遙遠的國度一題類似，直接對應到 rm 序上處理即可 後面的問題和 texttt 類似 仍然使用子樹對應在 rm 序上是一段連續區間，然後容斥得到下式 sum get l 1 1,x times get l 2 1,x get r...
YNOI2016 這是我自己的發明
看到這個標題立刻想到 絕地科學家，八倍不屏息啊，八百里外把頭打啊.首先我們發現如果只考慮第二個操作，這棵樹就是假的，我們可以直接莫隊解決 如果考慮換根的話.可以把乙個操作換成小於等於9個操作就可以了 當然怎麼換，有一些非常噁心的分類討論 嚶嚶嚶ynoi 題是好題 但是要卡常 首先要fread fwr...
Ynoi2016 鏡中的昆蟲
區間不用種類的數的個數。這個問題可以轉化為對每個點維護乙個 pre 詢問 l sim r 中，有多少個位置是在 0 sim l 1 之間的。這個問題可以用二維偏序做。然後對於區間賦值的操作，可以證明，如果我們找到所有有變化的位置並且把它改掉，它的總更改次數為 o n m 級別的。那具體實現可以用 s...