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Sol

別問我為什麽發兩遍 就是為了騙訪問量

這個題的線段樹做法，，妙的很

首先一個顯然的結論：位置\(i\)能被看到當且僅當\(\frac{H_k}{k} < \frac{H_i}{i}, k < i\)

考慮直接維護區間\([l, r]\)的可以被看到的點。

因為只有單點修改，因此只需考慮如何合並兩個區間即可

維護區間內\(\frac{H_i}{i}\)的最大值，設其為\(mx\)

首先左孩子的答案可以直接加上，考慮左孩子對右孩子的貢獻，如果\(mx_{ls} > mx_{rs}\)，那麽右孩子的答案為0。

否則考慮右孩子的左孩子的貢獻，如果\(mx_{rs_{ls}} > mx_{ls}\)

其實寫起來還是挺好寫的，復雜度\(O(nlog^2n)\)

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int MAXN = 1e6 + 10;
inline int read() {
    char c = getchar(); int x = 0, f = 1;
    while(c < '0' || c > '9') {if(c == '-') f = -1; c = getchar();}
    while(c >= '0' && c <= '9') x = x * 10 + c - '0', c = getchar();
    return x * f;
}
int N, M, a[MAXN];
int sum[MAXN], ls[MAXN], rs[MAXN], ll[MAXN], rr[MAXN], tot, root;
double mx[MAXN];
int find(double lim, int k) {
    if(ll[k] == rr[k]) return mx[k] > lim;
    int mid = ll[k] + rr[k] >> 1;
    if(mx[ls[k]] > lim) return sum[k] - sum[ls[k]] + find(lim, ls[k]);
    else return find(lim, rs[k]);
}
void update(int k) {
    sum[k] = sum[ls[k]];
    mx[k] = max(mx[ls[k]], mx[rs[k]]);
    if(mx[ls[k]] > mx[rs[k]]) return ;
    sum[k] += find(mx[ls[k]], rs[k]);
}
void Modify(int &k, int l, int r, int p, double v) {
    if(!k) k = ++tot, ll[k] = l, rr[k] = r;
    if(l == r) {sum[k] = 1; mx[k] = v; return ;}
    int mid = l + r >> 1;
    if(p <= mid) Modify(ls[k], l, mid, p, v);
    else Modify(rs[k], mid + 1, r, p, v);
    update(k);
}
signed main() {
    N = read(); M = read();
    for(int i = 1; i <= M; i++) {
        int x = read(), y = read();
        Modify(root, 1, N, x, (double) y / x);
        printf("%d\n", sum[root]);
    }
    return 0;
}
/*
3 4
2 4
3 6
1 1000000000
1 1
*/
 

洛谷P4198 樓房重建(線段樹)