SCOI2012 喵星球上的點名

我居然做出了這題……難以置信！

首先，思路很明顯是把所有串全懟一起（包括名字和詢問串），加上分隔符，然後跑一遍字尾陣列。

我們仍然可以用單調棧求出關於每個詢問串與它相同的區間。即，如果以詢問串為字首的那個字尾的\(rank\)是\(p\)的話，它的合法區間\([l,r]\)應該滿足\(\forall l。注意這裡是\(\geq\)而非\(>\)，因此應該特別注意處理\(=\)的部分。

這裡放一下求出全部\([l,r)\)的**（注意這裡陣列中的\([l,r)\)實際上是左閉右開的，而我們最終要求的\([l,r]\)是左閉右閉的，所以接下來用的時候\(r\)要減去\(1\)）：

for(int i=1;iht[i])r[stk[tp--]]=i;
if(ht[stk[tp]]==ht[i])l[i]=l[stk[tp]];
else l[i]=stk[tp];
stk[++tp]=i;
}while(tp)r[stk[tp--]]=n;

求出所有合法的\([l,r]\)後，我們可以考慮那兩個詢問了。

首先，對於第一問，發現它就是求區間\([l,r]\)內部所有出現過的姓名串的數量。這不就是[sdoi2009]hh的項鍊嗎？樹狀陣列即可。當然你要真想寫莫隊也沒人攔得住你。

然後，關於第二問，它的意義實際上是將區間\([l,r]\)內部所有出現過的姓名串的計數器增加\(1\)。如果關於詢問串下手我們沒有辦法，但是我們可以關於姓名串下手呀！

我們設乙個下標\(i\)，它所代表的姓名串為**中的\(id\big[sa[i]\big]\)，我們這裡設乙個\(c_i\)代表它。我們再設它之前上乙個出現的該姓名串的下標為\(las_i\)（如果之前沒有出現任何這個姓名串的下標，\(las_i=-1\)）。則顯然，所有滿足\(i\in[l,r]\)且\(las_i的區間\([l,r]\)都可以對\(c_i\)有貢獻。這是什麼？二維數點問題呀！

於是我們愉快地排個序就能用線段樹求出答案。

複雜度\(o(n\log n)\)。

**：

#includeusing namespace std;
int s,t,cnt,id[400100],tms[400100],ans[400100],stt[400100],p,q,len[400100];
//-------------------suffix array below--------------------
int stk[400100],tp,l[400100],r[400100];
namespace suffix_array
bool cmp2(query &u,query &v)
#define lson x<<1
#define rson x<<1|1
#define mid ((l+r)>>1)
int tag[1600100];
void pushdown(int x)
void modify(int x,int l,int r,int l,int r)
while(tp)r[stk[tp--]]=n;
for(int i=1;i<=t;i++)if(ht[rk[stt[i]]]==len[i])q[++q]=query(l[rk[stt[i]]],r[rk[stt[i]]]-1,i);
//	for(int i=0;is||!id[sa[j]])continue;
las[j]=las[id[sa[j]]],las[id[sa[j]]]=j;
if(las[j]!=-1)add(las[j],-1);
add(j,1);
p[++p]=make_pair(j,las[j]);
}		ans[q[i].id]=sum(q[i].r)-sum(q[i].l-1);
}	for(int i=1;i<=t;i++)printf("%d\n",ans[i]);
sort(q+1,q+q+1,cmp2),sort(p+1,p+p+1,cmp);
for(int i=1,j=1;i<=p;i++)
for(int i=1;i<=s;i++)printf("%d ",tms[i]);
return 0;
}

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