一维树状数组详解(萌新的第一篇博客)

(萌新第一次发文,请大佬指正)

要了解树状数组,首先须要了解它是用来作什么的.
那么:

树状数组的问题模型

• 单点维护,区间查询(PUIQ问题)
• 区间维护,单点查询(IUPQ问题)
• 求逆序对问题

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先来了解一下树状数组的逻辑模型

如图:

忽然一看可能难以理解,那么是什么把它们联系起来的呢?
接下来介绍lowbit函数

lowbit(求二进制数最后一位1的位置)

这里用到了补码的原理:

即负数的补码为其二进制绝对值取反+1,而当其与其绝对值取&操做时获得的刚好就是其二进制最后一位1的位置

例如:00001000(8)的负数补码为11111000(-8) 与操做后为00001000

而lowbit(8)的值就为 00001000;

则 lowbit函数代码

inline int lowbit(int x)
{
    return x & -x;
}

这里就稍微偏个题顺便介绍一下inline(内联函数)

C++关键字，在函数声明或定义中函数返回类型前加上关键字inline，便可以把函数指定为内联函数。

在c/c++中，为了解决一些频繁调用的小函数大量消耗栈空间（栈内存）的问题，特别的引入了inline修饰符，表示为内联函数。
此关键字仅是对编译器的一种建议,并不是强制.对于内容较短且无循环的代码,inline的使用能够增长函数运行的效率,但其效率的增长是以代码长度为代价,因此,仅在短且无循环的函数前可使用,其余状况避免使用.

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原理

那么lowbit函数的用处是什么呢.

让咱们以二进制思惟稍微注意一下能够发现,每一个序号的二进制数的后导0的个数,恰为其包含的数组的深度(自底向上的),设其为d,那么其包含的范围就是包括它向前的2^d个数.如100(4)为从100向前4个原数组中的数的和,而110(6)是从110向前2个原数组中的数的和.

咱们令原数组为a[],树状数组为tree[].

这时,咱们能够理解tree数组中存储的究竟是什么数据,
那么对于以上问题模型,咱们该如何求解呢.

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更新(update函数)

咱们要更新原数组中某一个数,那么就得更新树状数组中全部包含它的数据,
那么,都有哪组数据包含它呢,也就是寻找这个子节点的全部根节点的特色.

这时,就又轮到咱们的lowbit函数上场了,x的全部父节点只需x + lowbit(x)就能够获得.
那么update函数的代码(时间复杂度O(logn)):

//x为须要修改的节点,v为a[x]增长的值,n是树状数组的最大范围.
void update(int x,int v)
{
    for(;x <= n;x += lowbit(x))
        tree[x] += v;
}

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查询(query函数)

对于树状数组tree,咱们能够了解其存储的值实质上是某一区间的前缀和.
咱们查询某一段区间(x,y)的值,就只须要求出y的前缀和减去x-1的前缀和
这样获得的,就是区间(x,y)的和.

那么(1,x)区间的前缀和怎么求呢,仍然是lowbit函数,只须要作一遍更新的逆过程,
即计算tree数组(x->1)的和就能够求出全部不重合的区间前缀和.

为何tree(x->1)就是该区间的前缀和?

在二进制的视角下,x的数位上每个1,都表明其一段域内的值,
那么,每一个1都必然与其余1的范围不重合例如:tree[110] = tree[100] + tree[10]

如此,query的代码就很明了了.

int query(int x)
{
    int res = 0;
    for(;x > 0;x -= lowbit(x))
        res += tree[x];
    return res;
}

板子题连接(luoguP3374)

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到此为止,咱们讲解的就是PUIQ模型,即点更新,段查询.

怎么样代码是否是短到怀疑人生,这在赛场上写起来不是舒舒服服?

那么,接下来的IUPQ模型,就须要一个切入点来完成操做了.

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IUPQ模型的解题切入点---差分

当咱们想要进行段更新时,那么若是仍然用上面的代码,就不得不添加一个for循环,
此时update函数的时间复杂度会上升到O(nlogn),那么,有没有什么方法来优化操做呢?解决方案就是--差分

差分,也就是定义一个差分数组b来存储a数组的差值,而tree做为数组b的树状数组.

即:

b[1] = a[1]
b[2] = a[2] - a[1]
b[4] = a[4] - a[1]

tree[1] = b[1]
tree[2] = b[2] + tree[1]
tree[4] = tree[2] + tree[3] + b[4]

那么这时的a数组值该如何获得呢?

对于b数组,a[n]就等于b[1] +...+b[n]

而query函数恰好就是用来求b[n]的前缀和,也就是a[n]的值.

那么更新操做呢,对于差分数组b,若咱们想要更新[l,r]范围内的值+v,那么咱们只须要将b[l]更新为b[l] + v就表明着a[l] - a[n]全部数都+1,
而在b[r+1]处将+v的效果消除,即b[r+1] - v

那么如何将这个操做更新在tree数组中,就是上文update的事情了.

即只需更新b[l]+v,b[r+1]-v便可

update(l,v);
update(r+1,-v);

复杂度一样为O(logn)

板子题连接(luoguP3368)

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求逆序对问题

问题模型,给定n个整数,求出逆序整数对数(即a[u] > a[v] && u < v的整数对)

看见题目咱们就能够写出O(n2)的暴力for来求解,可是如何将其用树状数组来优化到O(nlogn)呢

这里用到桶排序的思想.

首先让问题简单化一点,让n个整数a[i]均小于等于100.

那么咱们就能够开tree[105]的数组,每次读入更新一个数时,只需update(a[i],1)
此时,比a[i]大的数字就是须要更新的逆序对对数,即query(a[100]) - query(a[i])由于当前共读入了i个数,那么求值亦可简化为i - query[a[i]]

也就是读入一轮+每次查询就可获得总共的逆序对对数.时间复杂度O(nlogn)

那么当数据足够大时,咱们的数组存不下的时候呢,这时候,就轮到咱们的核心思想,离散化出场了.

对于离散化,我的理解就是因为想要利用桶数组,故将数据相对缩小(保证相对大小不变)到能够开到的数组那么大而减少空间需求.

那么到底该如何实现,请看以下代码:

离散化核心代码:
struct node
{
    int v;//数值自己
    int order;//原序列的的下标
}a[500005];

int dis[500005];   //用来存储原数第i个数的order下标是什么

sort(a,a+n,cmp);  //注意须要由大到小排

for(int i = 1;i <= n;++i)
    dis[a[i].order] = i;

原理很简单就只是按a[i].v的大小重排,并从新赋予他们相对大小不变,总体缩小的新的a[i].v

具体代码以下:(HDU2689)

#include <bits/stdc++.h>
#define mem(n) memset(n,0,sizeof(n))
using namespace std;

int n;
struct node{
    int val,order;
    bool operator < (const node & x) const{
        return this->val < x.val;
    } 
}a[1005];
int dis[1005];  //差分数组
int tree[1005];

inline int lowbit(int x)
{
    return x & -x;
}

void update(int x,int v)
{
    for(;x <= n;x +=lowbit(x))
        tree[x] += v;
}

int query(int x)
{
    int res = 0;
    for(;x > 0;x -= lowbit(x))
        res += tree[x];
    return res;
}

int main()
{
    while(~scanf("%d",&n)){
        mem(a);
        mem(dis);
        mem(tree);

        for(int i = 1;i <=n;++i){
            scanf("%d",&a[i].val);
            a[i].order = i;
        }

        sort(a + 1, a + 1 + n);
        for(int i = 1;i <= n;++i){
            dis[a[i].order] = i;
        }
        int cnt = 0;
        for(int i = 1;i <= n;++i){
            update(dis[i],1);
            cnt += i - query(dis[i]);
        }

        printf("%d\n",cnt);
    }
    return 0;
}