偏序 分块+bitset
2024-08-27 23:20:51
题目描述
给定一个有\(n\)个元素的序列,元素编号为\([1,n]\),每个元素有\(k\)个属性\(p_1,p_2,p_3,...,p_k\) ,求序列中满足 \(i<j\)且 \(1 \leq t \leq k\),\(p_{t,i}<p_{t,j}\) 的数对\((i,j)\)的个数。
输入格式
第一行两个整数 \(n\),\(k\),表示序列长度和属性个数。
接下来\(k\) 行,每行 \(n\)个整数,第\(t\) 行第 \(i\)个数表示\(p_{t,i}\) 。
输出格式
共1行,表示满足要求的数对个数。
样例
样例输入
5 4
1 4 5 2 3
3 5 2 1 4
2 3 4 1 5
2 3 1 5 4
样例输出
2
数据范围与提示
对于\(30\%\)的数据\(n \leq 5000\),\(k \leq 6\)
对于\(100\%\)的数据\(1 \leq n \leq 40000\),\(k \leq 6\)。保证对于所有元素的\(p_t\)属性组成一个\(1 - n\)的排列。
分析
这道题算上坐标的话,维数达到了\(7\)维
如果用一些数据结构去维护的话,很可能会超时
其实我们用 \(bitset\) 就可以搞定这道题
对于每一维,我们用 \(bitset\) 去存储小于\(i\)的数所在的位置
最后对于每一个位置\(i\),我们将这几个维度作位与运算
最后统计下标小于\(i\)的位置中\(1\)的个数
这样去处理时间复杂度为\(O(n \times k)\),空间复杂度为\(O(n^2 \times k)\)
而\(40000 \times 40000 \times 6\) 的\(bitset\)我们显然是开不下的
因此我们考虑用时间换空间
我们可以用分块的思想将时间复杂度和空间复杂度都均衡至\(O(nlogn\times k)\)
代码
#include <cstdio>
#include <bitset>
#include <cmath>
#include <iostream>
const int maxn = 4e4 + 5;
inline int read() {
int x = 0, f = 1;
char ch = getchar();
while (ch < '0' || ch > '9') {
if (ch == '-')
f = -1;
ch = getchar();
}
while (ch >= '0' && ch <= '9') {
x = (x << 1) + (x << 3) + (ch ^ 48);
ch = getchar();
}
return x * f;
}
int n, m, a[8][maxn], rk[8][maxn], blo;
std::bitset<maxn> b[8][305], now, js, ws;
int main() {
n = read(), m = read();
blo = sqrt(n);
for (int i = 1; i <= m; i++) {
for (int j = 1; j <= n; j++) {
a[i][j] = read();
rk[i][a[i][j]] = j;
}
}
for (int i = 1; i <= m; i++) {
for (int j = 1; j * blo <= n; j++) {
b[i][j] = b[i][j - 1];
for (int k = (j - 1) * blo + 1; k <= j * blo; k++) {
b[i][j].set(rk[i][k]);
}
}
}
int ans = 0;
ws.reset();
for (int i = 1; i <= n; i++) {
now.set();
ws.set(i);
now &= ws;
for (int j = 1; j <= m; j++) {
int shuyu = a[j][i] / blo;
js.reset();
js |= b[j][shuyu];
for (int k = shuyu * blo + 1; k <= a[j][i]; k++) {
js.set(rk[j][k]);
}
now &= js;
}
ans += now.count() - 1;
}
printf("%d\n", ans);
return 0;
}
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