今天終于搞懂了RMQ問(wèn)題無(wú)比神犇的ST算法……
【離線RMQ問(wèn)題】
題意：對(duì)于一個(gè)序列A[1..N]，共有M次提問(wèn)，每次都是問(wèn)A[l..r]（1<=l<=r<=N)中的最值，求出每次提問(wèn)的答案。
（1）純暴力枚舉：O(NM)；
（2）樹(shù)狀數(shù)組：O(M(logN)^2)【見(jiàn)
樹(shù)狀數(shù)組解決離線RMQ問(wèn)題】
（3）ST算法：O(MlogN)……
ST算法是基于分塊DP的。
設(shè)F[i][j]為A[i..(i+2^j-1)]（共2^j個(gè)元素）中的最值（前提是不能越界，即i+2^j-1 <= N），顯然F可以通過(guò)DP的方式得到：
F[i][j] = min||max{F[i][j-1], F[i+2^(j-1)][j-1]}
邊界：F[i][0]=A[i]。
DP求F的值的時(shí)間復(fù)雜度為O(NlogN)（一共只有NlogN個(gè)F值有意義）；
然后，對(duì)于求A[l..r]中的最值，只要將A[l..r]拆成若干連續(xù)的段，使得每段的長(zhǎng)度都是2的整數(shù)次冪就行了，比如A[3..28]可以拆成A[3..18]、A[19..26]、A[27..28]三段，長(zhǎng)度分別是16（2^4）、8（2^3）、2（2^1），所以min||max{A[3..28]} = min||max{F[3][4], F[19][3], F[27][1]}。
關(guān)鍵是怎么拆？方法：求出(r-l+1)（即A[l..r]的長(zhǎng)度）的二進(jìn)制形式，然后從高位到低位依次遍歷，如果找到1位就加上目前的位對(duì)應(yīng)的冪，如(28-3+1)=(11010)2，所以依次找到F[3][4]、F[3+2^4][3]、F[3+2^4+2^3][1]。注意此時(shí)需要預(yù)先設(shè)一個(gè)數(shù)組B，B[2^i]=i，以方便找到某個(gè)取出的冪對(duì)應(yīng)的指數(shù)。
顯然，最多只有l(wèi)ogN段，所以一次提問(wèn)的時(shí)間復(fù)雜度為O(logN)。
其實(shí)還有一種方法，就是先求出log(r-l+1)的值（下取整），設(shè)為x，然后F[l][x]和F[r-2^x+1][x]中的較大/較小值就是A[l..r]中的最值。這樣，一次提問(wèn)的時(shí)間復(fù)雜度就降到了O(1)。問(wèn)題是，系統(tǒng)log函數(shù)灰常慢，也許算一次log函數(shù)值的時(shí)間已經(jīng)超過(guò)了logN，這樣顯然得不償失。所以仍然推薦上面的方法。
【核心代碼（以求最小值為例，最大值類似）】
分段法：
int MIN(int l0, int r0)
{
int min = INF, h = l0, d0, b0;
for (int d = r0 - l0 + 1; d; d -= d0) {
d0 = d & -d; b0 = B[d0];
if (F[h][b0] < min) min = F[h][b0];
h += d0;
}
return min;
}
求log值法：
int MIN(int l0, int r0)
{
int v = (int)floor(log2(r0 - l0 + 1.0)), s1 = F[l0][v], s2 = F[r0 - (1 << v) + 1][v];
return s1 <= s2 ? s1 : s2;
}
求F數(shù)組值的預(yù)處理代碼（注意，如果采用求log值的方法就不需要B數(shù)組了）：
void prepare()
{
re(i, n) F[i][0] = a[i];
int x;
re2(j, 1, MAXS) {
if ((1 << j) <= n) B[1 << j] = j;
x = n - (1 << j) + 1;
re(i, x) F[i][j] = min(F[i][j - 1], F[i + (1 << j - 1)][j - 1]);
}
}
【后經(jīng)效率測(cè)試，發(fā)現(xiàn)當(dāng)N=M=100000的隨機(jī)數(shù)據(jù)中，兩種方法都可以在0.4s以內(nèi)得出正確結(jié)果，其中l(wèi)og值法比分段法略慢0.01s左右，相差不大，但考慮到“盡量少使用數(shù)學(xué)函數(shù)”的原則，仍推薦分段法】