rmq

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RMQ (Range Minimum/Maximum Query)问题是指:对于长度为n的数列A,回答若干询问RMQ(A,i,j)(i,j<=n),返回数列A中下标在[i,j]里的最小(大)值。
主要方法及复杂度如下
1.朴素 O(n)-O(n) online
2.线段树 O(n)-O(qlogn) online
3.ST(动态规划) O(nlogn)-O(1) offline
ST算法(Sparse Table),以求最大值为例,设d[i,j]表示[i,i+2^j-1]这个区间内的最大值,那么在询问到[a,b]区间的最大值时答案就是 max(d[a,k], d[b-2^k+1,k]),其中k是满足2^k<=b-a的最大的k,即k=[ln(b-a+1)/ln(2)]
d的求法可以用动态规划,d[i,j]=max(d[i,j-1],d[i+2^(j-1),j-1])
代码如下
Read(n, q);
for i := 1 to n do
Read(d[i, 0]);
for j := 1 to Trunc(Ln(n) / Ln(2)) do
for i := 1 to n - 1 shl j + 1 do
d[i,j] := Max(d[i,j-1], d[i+1 shl (j-1),j-1]);
for i := 1 to q do
begin
Read(a, b);
k := Trunc(Ln(b - a + 1) / Ln(2));
rmq := Max(d[a, k], d[b - 1 shl k + 1, k]);
Writeln(rmq);
end;
RMQ(Range Minimum/Maximum Query)问题是求区间最值问题。你当然可以写个O(n)的(怎么写都可以吧=_=),但是万一要询问最值1000000遍,估计你就要挂了。这时候你 可以放心地写一个线段树(前提是不写错)O(logn)的复杂度应该不会挂。但是,这里有更牛的算法,就是ST算法,它可以做到O(nlogn)的预处 理,O(1)!!!地回答每个询问。
来看一下ST算法是怎么实现的(以最大值为例):
首先是预处理,用一个DP解决。设a是要求区间最值的数列,f表示从第i个数起连续2^j个数 中的最大值。例如数列3 2 4 5 6 8 1 2 9 7 ,f[1,0]表示第1个数起,长度为2^0=1的最大值,其实就是3这个数。 f[1,2]=5,f[1,3]=8,f[2,0]=2,f[2,1]=4……从这里可以看出f其实就等于a。这样,Dp的状态、初值都已经有了,剩下的 就是状态转移方程。我们把f平均分成两段(因为f一定是偶数个数字),从i到i+2^(j-1)-1为一段,i+2^(j-1)到i+2^j-1为一段 (长度都为2^(j-1))。用上例说明,当i=1,j=3时就是3,2,4,5 和 6,8,1,2这两段。f就是这两段的最大值中的最大值。于是我们得到了动规方程F=max(F,F).
接下来是得出最值,也许你想不到计算出f有什么用处,一般毛想想计算max还是要 O(logn),甚至O(n)。但有一个很好的办法,做到了O(1)。还是分开来。如在上例中我们要求区间[2,8]的最大值,就要把它分成[2,5]和 [5,8]两个区间,因为这两个区间的最大值我们可以直接由f[2,2]和f[5,2]得到。扩展到一般情况,就是把区间[l,r]分成两个长度为2^n 的区间(保证有f对应)。直接给出表达式:
k:=ln(l(r-l+1)/ln(2));
ans:=max(F[l,k],F[r-2^k+1,k]);
这样就计算了从i开始,长度为2^t次的区间和从r-2^i+1开始长度为2^t的区间的最大值(表达式比较烦琐,细节问题如加1减1需要仔细考虑

posted on 2009-07-22 21:30 Ishuan_CPP 阅读(285) 评论(0)  编辑 收藏 引用


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