标签：blog os io for ar div amp log
本来是想找个主席树的题目来练一下的，这个题目虽说可以用主席树做，但是用这个方法感觉更加叼炸天
第一次做这种离线方法，所谓离线，就在把所有询问先存贮起来，预处理之后再一个一个操作
像这个题目，每个操作要求区间不同元素的个数，我盲目去查的话，某个元素在之前如果出现了，我把他算在当前区间也不好，算在之前的区间也不好，都会出错。
一个好的方法就是把区间排好序，针对某个区间在树状数组上更新以及查询相应值，这样能准确查出结果，但又不影响之后的查询
具体来说，先把区间按右端点进行排序（我一开始按左端点排，想错了），然后从小区间开始，然后树状数组的含义就是指以当前r为结尾的前缀区间的元素种类数，简单点说，就是我当前扫到l _ r区间，把l - r区间还没在树状数组上更新的值，更新一遍，在之前已经存在了的值先删掉再更新一遍，确保我确定的元素都是往r靠的，这样才能保证求取区间正确
比如我 1 2 2 1 3，当我r移到3的时候，加入前面的1还没在树状数组里更新过（但其实之前已经有读过1了）那就把之前的1的影响删掉，重新在这个3左边这个下标为4的位置给树状数组 add 1.这样确保之后不管我是查询 4 5 或者 1 5，元素1都只算了一次，但都没遗落（想想如果元素1一直在下标1那里，我查询4 5，就不会有1了）
总之：
所以这就是这个离线用法的妙处，尤其要理解树状数组在这个题目代表的含义是什么，即当前 以r结尾的区间的元素种类个数，为了维护这个值的准确性，必须把没出现过的，加入到树状数组中，之前已经出现过了并且再次出现的，以再次出现的位置为准。
每次对区间不用一开始就扫，每个就只要扫一次就可以了，用个map记录哪个出现了，出现在什么位置，就不用重新扫了，否则会超时，这样，总共也就扫了n下而不是n*q
#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>
#include <map>
using namespace std;
const int N = 300010;
int n;
map<int,int>mp;
struct BIT
{
int c[N];
void init(int n)
{
for (int i=0;i<=n;i++) c[i]=0;
}
void add(int loc,int v)
{
while (loc<=n)
{
c[loc]+=v;
loc+=loc&(-loc);
}
}
int sum(int loc)
{
int ret=0;
while (loc){
ret+=c[loc];
loc-=loc&(-loc);
}
return ret;
}
}T;
struct node
{
int l,r,id;
bool operator <(const node&rhs) const{
//if (l==rhs.l) return r<rhs.r;
return r<rhs.r;
}
}query[1000000+10];
int ans[1000000+10];
int A[N];
int main()
{
while (scanf("%d",&n)!=EOF)
{
mp.clear();
T.init(n);
for (int i=1;i<=n;i++) scanf("%d",&A[i]);
int q;
scanf("%d",&q);
for (int i=0;i<q;i++)
{
scanf("%d%d",&query[i].l,&query[i].r);
query[i].id=i;
}
sort(query,query+q);
int cur=1;
for (int i=0;i<q;i++){
for (int j=cur;j<=query[i].r;j++){
if (mp.find(A[j])!=mp.end()){
T.add(mp[A[j]],-1);
}
T.add(j,1);
mp[A[j]]=j;
}
cur=query[i].r+1;
ans[query[i].id]=T.sum(query[i].r)-T.sum(query[i].l-1);
}
for (int i=0;i<q;i++){
printf("%d\n",ans[i]);
}
}
return 0;
}
SPOJ DQUERY D-query 离线+树状数组,布布扣,bubuko.com
标签：blog os io for ar div amp log
原文地址：http://www.cnblogs.com/kkrisen/p/3879517.html
