和字典序有關的題型啊。
對於乙個給定的s=,若有p=,滿足(x1 < x2 < … < xm)且(ax1 < ax2 < … < axm)。那麼就稱p為s的乙個上公升序列。如果有多個p滿足條件，那麼我們想求字典序最小的那個。任務給出s序列，給出若干詢問。對於第i個詢問，求出長度為li的上公升序列，如有多個，求出字典序最小的那個（即首先x1最小，如果不唯一，再看x2最小……），如果不存在長度為li的上公升序列，則列印impossible.
第一行乙個n，表示序列一共有n個元素第二行n個數，為a1,a2,…,an 第三行乙個m，表示詢問次數。下面接m行每行乙個數l，表示要詢問長度為l的上公升序列。
對於每個詢問，如果對應的序列存在，則輸出，否則列印impossible。
63 4 1 2 3 636
45impossible
1 2 3 6
impossible
n<=10000，m<=1000。
看到字典序和上公升子串行dp，小c想起了apio2009的那道convention。
（不要吐槽小c的做題順序）
既然要取字典序最小的，那肯定就是從小的取起，能取就取。
那什麼情況算是能取的呢？
設要取的上公升序列長度為len，已經取了x個數，且最後乙個數大小為last。
設我們當前要取的數的位置為i，數的大小為a[i]，以這個位置開頭的最長上公升子串行長度為d[i]。
那麼如果a[i]>last且d[i]+x>=len那麼i這個位置的數就能取，也就是必須取。
我們來分析為什麼這兩個條件可以決定這個數取不取。
a[i]>last是上公升序列的必要條件，我們已經滿足了last必須取，且上乙個取last一定能構造出答案，所以從字典序最小的角度來說，我們不能用a[i]來替換last。
d[i]+x>=len則是能構造出長度為len的答案的充分條件，因為d[i]滿足二分性，如果d[i]>=len-x，那麼一定存在乙個以a[i]開頭長度為len-x的上公升序列接在last後面，從字典序最小的角度來說，我們取它顯然最優。
剩下就是求d[i]了嘛。求最長上公升子串行誰不會啊？
其實是正常的字典序也好，還是這題的逗比字典序也好，用以上的思路都是可以做的。
時間複雜度o(nlogn+n*m)。
#include #include#include
#include
#define mn 10005
#define mm 1005
using
namespace
std;
struct megb[mm];
int f[mn],a[mn],p[mn],lb[mm],ans[mm][mn],t[mn<<2
];int
nin,n,m,mq;
inline
intread()
while (c>='
0' && c<='
9')
return n*f;
}void dfs(int depth,int x,int l,int r,int
ps)
if (mx==r) break
; }
}}inline
void getad(int x,int z)
inline
int getmx(int l,int
r)
return
lt;}
bool cmp(const meg& a,const meg& b)
intmain()
printf("%d
",p[ans[i][1
]]);
for (j=2;ans[i][j];++j) printf("
%d",p[ans[i][j]]); puts(""
); }
}
不知道為什麼突然想把詢問排序然後一起做想降低常數，不過常數好像更大了233。
因為看錯字典序的緣故，小c的**畫風有點崩壞……（其實本來就很崩）
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