莫队算法 1
普通莫队
算法模型
只有询问操作，共 $m$ 个询问，每个询问操作都是一个区间 $[l_i,r_i]$。询问区间范围为 $[1,n]$。
可以 $O(1)$ 根据当前维护区间 $[l,r]$ 更新到 $[l-1,r],[l,r+1],[l+1,r],[l,r-1]$。
则利用莫队可以 $O(n\sqrt m)$ 离线处理所有询问。
算法实现
先对 $[1,n]$ 进行分块，假设每块长度为 $S$。先将 $kS\lt l_i\le (k+1)S$ 的询问丢到同一个块。
对同一个块，根据 $r_i$ 排序，然后依次处理排完序的每个询问，同时用两个指针维护当前区间。
首先对每个块，$r_i$ 单调，于是每个块移动右指针的复杂度为 $O(n)$，移动右指针的总复杂度为 $O\left(\frac {n^2}S\right)$。
同时每个左指针每次只能在所在块中移动，于是每个询问左指针的复杂度为 $O(S)$，移动左指针的总复杂度为 $O(mS)$。
于是总复杂度为 $O\left(\frac {n^2}S+mS\right)$，令 $S\sim O\left(\frac n{\sqrt m}\right)$，则总复杂度为 $O(n\sqrt m)$。
注意 每次移动指针时要先拓展指针对应的区间再缩减指针对应区间，否则对应区间长度可能会变成负数产生各种 $\text{bug}$。
算法例题
题意
给定一个长度为 $n$ 的序列，每个询问给定一个区间 $[l_i,r_i]$，询问从该区间的序列中任意取两个数，这两个数相同的概率。
题解
双指针维护区间中的每个值的个数，同时维护当前所有使得两数相同的方案数即可。
const int MAXN=5e4+5;
int blk_sz,a[MAXN],col[MAXN];
struct query{
int l,r,idx;
bool operator < (const query &b)const{
if(l/blk_sz!=b.l/blk_sz)return l<b.l;
return r<b.r;
}
}q[MAXN];
LL ans1[MAXN],ans2[MAXN],cur;
LL gcd(LL a,LL b){
while(b){
LL t=b;
b=a%b;
a=t;
}
return a;
}
void add(int v){
cur+=col[v];
col[v]++;
}
void del(int v){
col[v]--;
cur-=col[v];
}
int main()
{
int n=read_int(),m=read_int();
blk_sz=1.0*n/sqrt(m)+1;
_rep(i,1,n)
a[i]=read_int();
_for(i,0,m)
q[i].l=read_int(),q[i].r=read_int(),q[i].idx=i;
sort(q,q+m);
int lef=1,rig=0;
_for(i,0,m){
if(q[i].l==q[i].r){
ans1[q[i].idx]=0;
ans2[q[i].idx]=1;
continue;
}
while(lef>q[i].l)add(a[--lef]);
while(rig<q[i].r)add(a[++rig]);
while(lef<q[i].l)del(a[lef++]);
while(rig>q[i].r)del(a[rig--]);
ans1[q[i].idx]=cur;
ans2[q[i].idx]=1LL*(q[i].r-q[i].l+1)*(q[i].r-q[i].l)/2;
}
_for(i,0,m){
if(ans1[i]==0)
ans2[i]=1;
else{
LL g=gcd(ans1[i],ans2[i]);
ans1[i]/=g;
ans2[i]/=g;
}
printf("%lld/%lld\n",ans1[i],ans2[i]);
}
return 0;
}
算法优化
利用奇偶化排序，即奇数块按 $r_i$ 从小到大排序，偶数块 $r_i$ 从大到小排序。
于是可以减少从一个块转移到另一个块时 $r_i$ 的移动次数，具体代码如下
struct query{
int l,r,idx;
bool operator < (const query &b)const{
if(l/blk_sz!=b.l/blk_sz)return l<b.l;
return ((l/blk_sz)&1)?(r<b.r):(r>b.r);
}
};
带修莫队
算法模型
算法实现
增加一维时间，区间变为 $[l_i,r_i,t_i]$，先根据 $l_i$ 进行分块，每个块再根据 $r_i$ 进行分块，最后对 $t_i$ 进行排序即可。
修改操作先将 $[l,r]$ 区间调整为对应区间，然后调整 $t$。对每个修改/还原操作，直接更新数组即可，注意需要记录每个操作修改前后的值。
一个技巧为每次修改/还原后调换改操作记录的修改前后的值，可以省去对修改/还原操作的分类讨论。
另外如果修改的位置属于区间 $[l,r]$，则需要对答案进行修改。
假设 $n$ 和 $m$ 同阶，首先对每个块，$t_i$ 单调，于是每个块移动时间指针的复杂度为 $O(n)$，移动时间指针的总复杂度为 $O\left(\frac {n^3}{S^2}\right)$。
同时每个左/右指针每次只能在所在块中移动，于是每个询问左/右指针的复杂度为 $O(S)$，移动左指针的总复杂度为 $O(nS)$。
于是总复杂度为 $O\left(\frac {n^3}{S^2}+nS\right)$，取取块的大小为 $O\left(n^{\frac 23}\right)$，则总时间复杂度为 $O\left(n^{\frac 53}\right)$。
例题 1
题意
给定一个长度为 $n$ 的序列，接下来两种操作。
操作 $1$ 为询问区间 $[l,r]$ 的序列中的不同的值得数量。
操作 $2$ 为单点修改。
题解
对区间 $[l,r]$，维护每个值的个数和当前答案即可。
const int MAXN=1.5e5,MAXC=1e6+5;
int blk_sz,cc[MAXN],lc[MAXN],col[MAXC],cur_ans;
struct query{
int l,r,t,idx;
bool operator < (const query &b)const{
if(l/blk_sz!=b.l/blk_sz)return l<b.l;
if(r/blk_sz!=b.r/blk_sz)return ((l/blk_sz)&1)?(r<b.r):(r>b.r);
return ((r/blk_sz)&1)?(t<b.t):(t>b.t);
}
}q[MAXN];
struct opt{
int pos,pre,now;
}p[MAXN];
int ans[MAXN],qn,pn,lef=1,rig=0;
void add(int c){
if(!col[c])cur_ans++;
col[c]++;
}
void del(int c){
col[c]--;
if(!col[c])cur_ans--;
}
void update(opt &p){
if(lef<=p.pos&&p.pos<=rig){
del(p.pre);
add(p.now);
}
cc[p.pos]=p.now;
swap(p.pre,p.now);
}
int main()
{
int n=read_int(),m=read_int();
blk_sz=pow(n,2.0/3);
_rep(i,1,n)
cc[i]=lc[i]=read_int();
_for(i,0,m){
char c=get_char();
if(c=='Q'){
qn++;
q[qn].l=read_int(),q[qn].r=read_int(),q[qn].t=pn,q[qn].idx=qn;
}
else{
pn++;
int pos=read_int(),v=read_int();
p[pn].pos=pos,p[pn].pre=lc[pos],p[pn].now=(lc[pos]=v);
}
}
sort(q+1,q+qn+1);
int tim=0;
_rep(i,1,qn){
while(lef>q[i].l)add(cc[--lef]);
while(rig<q[i].r)add(cc[++rig]);
while(lef<q[i].l)del(cc[lef++]);
while(rig>q[i].r)del(cc[rig--]);
while(tim<q[i].t)update(p[++tim]);
while(tim>q[i].t)update(p[tim--]);
ans[q[i].idx]=cur_ans;
}
_rep(i,1,qn)
enter(ans[i]);
return 0;
}
例题 2
题意
给定一个长度为 $n$ 的序列，接下来两种操作。
操作 $1$ 给定询问区间 $[l,r]$，设 $c_i$ 表示 $i$ 在 $a_l\sim a_r$ 中出现的次数，$s_i$ 表示 $i$ 在 $c_0\sim c_{1e9}$ 中出现的次数，求 $\text{mex}(s)$。
其中 $\text{mex}(s)$ 表示没有出现在序列 $s$ 中的最小非负整数。
操作 $2$ 为单点修改。
题解
首先离散化一下原序列和修改操作的数值，这样数值范围变为 $O(n+q)$，同时也不会影响答案。
另外假设 $\text{mex}(s)=k+1$，则对每个 $i\in [1,k]$ 至少有一个 $j$ 满足 $c_j=i$，于是这样询问区间长度至少为 $\sum_{i=1}^k i=\frac {k(k+1)}2$。
于是 $\text{mem}(s)\sim O(\sqrt n)$。带修莫队维护 $c,s$ 序列，对每个询问暴力查询 $s$ 数组，时间复杂度 $O(n^{\frac 53}+m\sqrt n)$。
