小W 是一片新造公墓的管理人。公墓可以看成一块N×M 的矩形，矩形的每个格点，要么种着一棵常青树，要么是一块还没有归属的墓地。当地的居民都是非常虔诚的基督徒，他们愿意提前为自己找一块合适墓地。为了体现自己对主的真诚，他们希望自己的墓地拥有着较高的虔诚度。一块墓地的虔诚度是指以这块墓地为中心的十字架的数目。一个十字架可以看成中间是墓地，墓地的正上、正下、正左、正右都有恰好k 棵常青树。小W 希望知道他所管理的这片公墓中所有墓地的虔诚度总和是多少
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http://www.lydsy.com/JudgeOnline/problem.php?id=1227
Time Limit: 5 Sec Memory Limit: 259 MB小W 是一片新造公墓的管理人。公墓可以看成一块N×M 的矩形，矩形的每个格点，要么种着一棵常青树，要么是一块还没有归属的墓地。当地的居民都是非常虔诚的基督徒，他们愿意提前为自己找一块合适墓地。为了体现自己对主的真诚，他们希望自己的墓地拥有着较高的虔诚度。一块墓地的虔诚度是指以这块墓地为中心的十字架的数目。一个十字架可以看成中间是墓地，墓地的正上、正下、正左、正右都有恰好k 棵常青树。小W 希望知道他所管理的这片公墓中所有墓地的虔诚度总和是多少
第一行包含两个用空格分隔的正整数N 和M，表示公墓的宽和长，因此这个矩形公墓共有(N+1) ×(M+1)个格点，左下角的坐标为(0, 0)，右上角的坐标为(N, M)。第二行包含一个正整数W，表示公墓中常青树的个数。第三行起共W 行，每行包含两个用空格分隔的非负整数xi和yi，表示一棵常青树的坐标。输入保证没有两棵常青树拥有相同的坐标。最后一行包含一个正整数k，意义如题目所示。
包含一个非负整数，表示这片公墓中所有墓地的虔诚度总和。为了方便起见，答案对2,147,483,648 取模。
图中，以墓地(2, 2)和(2, 3)为中心的十字架各有3个，即它们的虔诚度均为3。其他墓地的虔诚度为0。
所有数据满足1 ≤ N, M ≤ 1,000,000,000，0 ≤ xi ≤ N，0 ≤ yi ≤ M，1 ≤ W ≤ 100,000， 1 ≤ k ≤ 10。存在50%的数据，满足1 ≤ k ≤ 2。存在25%的数据，满足1 ≤ W ≤ 10000。
注意：”恰好有k颗树“，这里的恰好不是有且只有，而是从>=k的树中恰好选k棵
hash+树状数组
暴力：up，down，left，right分别代表墓地上下左右的
枚举每个墓地，ans=Σ C（up，k）*C（down，k）*C（left，k）*C（right，k）
时间复杂度：O（nw）
观察数据范围，发现n，m非常大，w相比却较小
所以思考答案是否与w有关
而且，离散化坐标
两块常青树之间的墓地，他们left相等，right相等
那么ans=Σ C（up，k）*C（down，k）*C（left，k）*C（right，k）
= C（left，k）*C（right，k）* Σ C（up，k）*C（down，k）
所以可以讲常青树按行为第一关键字，列为第二关键字排序
枚举相邻（这类的相邻指排序中的顺序相邻）2棵常青树，这两颗常青树对答案的贡献是
C（left，k）*C（right，k）*两颗常青树之间的Σ C（up，k）*C（down，k）
因为按行为第一关键字，所以left和right可以在枚举的过程中得到
区间的Σ C（up，k）*C（down，k），用树状数组维护即可
还要注意一点，2棵常青树对答案有贡献的前提是:
2常青树行相等，列不相邻
一点儿小优化：% 2^31 可以用unsigned int 自然溢出
答案最后 & 2^31-1
注意要unsigned，否则出现负数就WA了
实测：bzoj 上快了300ms，codevs 上快了100ms （25个测试点总共）
感觉也没快多少
#include<cstdio> #include<algorithm> #define N 100002 using namespace std; const long long mod=2147483648ll; int n,m,w,k,sx,sy; int hashx[N],hashy[N],sumx[N],sumy[N],nowy[N]; long long ans,d[N]; long long c[N][11]; struct node { int x,y,nx,ny; }e[N]; bool cmp(node p,node q) { if(p.x==q.x) return p.y<q.y; return p.x<q.x; } int read() { int x=0;char c=getchar(); while(c<‘0‘||c>‘9‘) c=getchar(); while(c>=‘0‘&&c<=‘9‘) { x=x*10+c-‘0‘; c=getchar();} return x; } int lowbit(int x) { return x&(-x); } void add(int x,long long val) { while(x<=sy) { d[x]=(d[x]+val)%mod; x+=lowbit(x); } } long long query(int x) { long long sum=0; while(x) { sum=(sum+d[x])%mod; x-=lowbit(x); } return sum; } long long C(int i,int j) { return c[i][j]; } int main() { scanf("%d%d%d",&n,&m,&w); for(int i=1;i<=w;i++) { e[i].x=read(); e[i].y=read(); e[i].x++; e[i].y++; hashx[i]=e[i].x; hashy[i]=e[i].y; } scanf("%d",&k); sort(e+1,e+w+1,cmp); sort(hashx,hashx+w+1); sort(hashy,hashy+w+1); sx=unique(hashx,hashx+w+1)-hashx-1; sy=unique(hashy,hashy+w+1)-hashy-1; for(int i=1;i<=w;i++) { e[i].nx=lower_bound(hashx,hashx+sx+1,e[i].x)-hashx; sumx[e[i].nx]++; e[i].ny=lower_bound(hashy,hashy+sy+1,e[i].y)-hashy; sumy[e[i].ny]++; } c[1][1]=1; for(int i=2;i<N;i++) c[i][1]=i; for(int i=2;i<N;i++) for(int j=2;j<=min(i,k);j++) c[i][j]=(c[i-1][j]+c[i-1][j-1])%mod; int tmp=0,down,up; for(int i=1;i<w;i++) { tmp++; down=++nowy[e[i].ny]; up=sumy[e[i].ny]-down; add(e[i].ny,C(up,k)*C(down,k)-C(up+1,k)*C(down-1,k)); if(e[i].x==e[i+1].x&&e[i].y+1!=e[i+1].y) { if(tmp>=k&&sumx[e[i].nx]-tmp>=k) ans=(ans+C(tmp,k)*C(sumx[e[i].nx]-tmp,k)%mod*(query(e[i+1].ny-1)-query(e[i].ny)+mod)%mod)%mod; } else if(e[i].x!=e[i+1].x) tmp=0; } printf("%lld",ans); }
WA 1: sy 是离散化之后的列 ，不是原题中的列
WA 2 ：换行的时候left清0
WA 3 ： 前缀和相减哪里减1哪里不减，这里因为只要两常青树之间的区间和，所以端点都不包括
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原文地址：http://www.cnblogs.com/TheRoadToTheGold/p/6815692.html
