±1 RMQ

缘起

【1】和【2】分别给出了RMQ问题的ST解法（本质就是打表DP）和线段树解法. 这里给出±1RMQ问题的O(N)~O(1)解法. 即算法初始化要 O(N)， 而解答每次询问都只需要O(1)的时间（很快）

这种±1 RMQ 问题的应用场景是什么? 在RMQ的标准解法——O(n)转笛卡尔树， 最后转该树上的LCA问题中有用.

分析

所谓±1 RMQ问题指的是常规RMQ中涉及的数组相邻元素相差不是1就是-1.

本文以 求极大为例.

±1RMQ的想法是, 使用 L = logN/2 （这里的log是以2为底的对数）为步长分割整个数组. 则得到 N/L 个区间.

则每个区间其实都是一步+1,或者一步-1构成的序列. 其实就好像是五线谱一样. 五线谱的下一个音符比它前面一个音符高一个位或者第一个位.

注意，要明确我们想解决的问题——就是要得到任何一个区间[i,j]内部的最大值的索引，注意，我们只要索引.

我们采用分治的策略来解决±1RMQ。 将整个区间分成L的一小块一小块（每一块都是闭区间，长度为L, 不能整除就取余）. 则±1RMQ问题就分治为了块内RMQ和块间RMQ.

块间RMQ是简单的——例如要求下图中i和j的最大值索引. 则只需要求出

[i,b]和[b,j]两个区间的最大者之间再取大即可（如果跨越多个块的话，其实还是一个N/L的数组的RMQ问题, 使用ST处理， 复杂度是O(N/L*log(N/L))<=O(N/L*logN)=O(N), 所以也是线性时间内可以完成的任务）. 所以如果我们块内RMQ搞定了的话，则块间RMQ在O(1)时间内是可以搞定的. 而块内RMQ需要多长时间呢? 注意，这里需要用到±1RMQ的本质——相邻元素之差不是1就是-1. 这样的话，则其实一块L长度的区间高高低低的次序只有 2^L=sqrt(N) 种. 而每一种我们都可以通过暴力枚举i和j, 算出[i,j]中最大值的索引（我们RMQ问题的着眼点是求索引，所以这段高高低低的折线的起点可以忽略. 本质不同只有+1的个数和-1的个数的不一样）. 这个过程需要耗费的时间是 L（枚举i）*L（枚举j）*L（求[i,j]内最大值的索引）sqrt(N)=O((logN)^3\sqrt(N))。 其实用到的事实就是一段±1高高低低的折线，不论它的起始值是多大，它的任何子区间的最大值索引是已经定下来了的. 也就是我们要的是一个相对的结果，和绝对大小无关

也就是初始化需要O(N^(1/2+alpha))时间，alpha是可以任意小的正数. 然后开始扫描整个区间. 扫描一段L长度的区间完毕之后应该就知道这段区间对应是哪种±1序列了，则O(1)时间就知道这段区间内任意子区间内的极大值的索引. 则块内RMQ问题就在O(N)+O(sqrt(N)*(logN)^3)=O(N)时间内预热完毕. 这个时间是线性的.

所以±1RMQ问题是 O(N)~O(1)的. 下面代码实现（讲真比单纯的ST要复杂很多，就为了初始化O(nlogn)降低到O(n),值得么?）

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#include "stdafx.h"
#include <stdio.h>
#include <cmath>
#include <algorithm>
#define LOCAL

using namespace std;

const int MAX_N = 105, MAX_L = 20, MAX_SQRT_N = 20, INF = -0x3f3f3f3f; // MAX_N是数组的最大长度,MAX_L=logMAX_N/2, MAX_SQRT_N = sqrt(MAX_N), 所以即便数组长度为1000w, 则ans的第一维度也被压缩到了1w这个级别, 所以算法的实用性还是比较高的

int n,a[MAX_N],L, ans[MAX_SQRT_N][MAX_L][MAX_L], ll[MAX_L], s[MAX_N], top, st[MAX_L][MAX_N]; // 参与±1 RMQ问题的数组, n是实际的长度,L是块的长度, ans[x] 是第x个±1序列的结果. [i][j]是这个序列的[i,j]区间上的最大值,ll是长度为L的数组,s存放该±1序列的哈希值（﹢1为1，-1为0）

void dfs(int step, int x) // 决定 长度为L的 ±1序列的 [i,j] 的值, 现在决定到了 索引为i的元素的值（到底是+1还是-1）, 当前已经是x了
{
	if (step>=L) // 得到了一个长度为L的 ±1序列ans[x]（注意，正负1只是相邻两个的差值, L个元素之间的差值为L-1个, 假设这个L片段的初始起点是0）, 现在要决定它的ans[x][i][j],即[i,j]区间上的最大值的索引, for 0<=i<=j<L
	{
		for (int i = 0; i< L; i++) // 暴力枚举 区间[i,j]
		{
			for (int j = i; j<L; j++)
			{
				int _max = i; // _max 是[i,j]上的最大值索引
				for (int k = i; k<=j; k++) if (ll[k]>ll[_max]) _max = k;
				ans[x][i][j] = _max;
			}
		}
		return;
	}
	ll[step] = ll[step-1]+1; // 这一步决定 是 +1, 当然如果是决定step[0]的话, 则就是1, 因为我们将这个区间的起始值设置为0
	dfs(step+1, (x<<1)+1);
	ll[step] = ll[step-1]-1; // 这一步决定 是 -1
	dfs(step+1, x<<1);
}

void _st() // st算法处理s, st这个二维数组的最终目的是O(1)时间快速回答块间询问, 所以 st[0] 存放的是各个块的最大值的索引下标.
{
	for (int i = 0; i<top; i++)
	{
		st[0][i] = ans[s[i]][0][L-1]+i*L;
	}
	int k = 1;
	while(1<<k<=top) // 构筑第k层
	{
		for (int i = 0; i< top; i++)
		{
			if (i+(1<<(k-1))>=top) // 只能选它
			{
				st[k][i] = st[k-1][i];
			}
			else
			{
				if (a[st[k-1][i]]>a[st[k-1][i+(1<<(k-1))]])
				{
					st[k][i] = st[k-1][i];
				}
				else
				{
					st[k][i] = st[k-1][i+(1<<(k-1))];
				}
			}
		}
		k++;
	}
}

void rmq_warmup()  // 确切讲, 是rmq算法的预热——包括两部分, 块内查询的预热和块间查询的预热
{
	while((1<<L)<=n) L++; // 最后 2^L>n, 则 L>0
	if (L==1) L++; // 不然的话, L/2就是0
	L>>=1; // 则L就是块的长度
	ll[0]= 0; // L片段的起点为0
	dfs(1,0);
	for (int i = 0,x;i<n;i+=L) // 开始扫描整个区间
	{
		x = 0; // 哈希值
		int j;
		for (j = i; j<i+L-1&&j<n-1;j++) ~(a[j+1]-a[j])?(x=(x<<1)|1):(x<<=1);
		x<<(i+L-1-j); // 如果这是一个完整的L长度的片段的话, 则j最后一定会增加到 i+L-1，否则就不是一个完整的L片段, 由于求的是极大RMQ问题, 所以让后面的操作全部是-1, 这样的话, 极大值只可能在前面的片段中存在. 而为-1 的操作就是<<1, 所以这里移位这么多
		s[top++] = x; // 缓存这个片段的哈希值
	}
	// 使用st算法在O(N)时间内预处理s
	_st();
}

int rmq_ans(int i,int j) // O(1)时间内回答 [i,j]内最小值
{
	int _max_l, _max, _max_r, _i, _j,_max_l_index, _max_r_index; //  _max_l是左边的块内最大索引, _max 是中间的跨块的最大值索引(用st求[_i,_j]最大),_max_r是右边的块内最大索引,_max_l_index是左边块内最大的索引, _max_r_index是右边块内最大的索引
	_i = i/L+1;
	_max_l_index = i/L*L+ans[s[i/L]][i-i/L*L][L-1]; // 左边的块内最大对应的索引
	_max_l = a[_max_l_index]; // 左边的块内最大
	_j = j/L-1;
	_max_r_index = j/L*L+ans[s[j/L]][0][j-j/L*L];
	_max_r = a[_max_r_index]; // 右边的块内最大
	if (_i>_j) _max = INF; // [_i,_j]是块间最大问题的区间
	else
	{
		int k = 0;
		while((1<<k)<=_j-_i+1) k++; // 最后 1<<k>[_i,_j]区间长度, 但是 1<<(k-1)<=(_j-_i+1)
		_max = a[st[k-1][_i]] > a[st[k-1][_j-(1<<(k-1))+1]]?a[st[k-1][_i]]:a[st[k-1][_j-(1<<(k-1))+1]]; // 求出块间的最大值
	}
	return max(_max_l, max(_max, _max_r)); // 三者求最大就是此RMQ问题的答案.
}

int main()
{
#ifdef LOCAL
	freopen("d:\\data.in","r",stdin);
#endif // LOCAL
	scanf("%d", &n);
	for (int i = 0; i<n;i++) scanf("%d", a+i);
	rmq_warmup(); // O(n)时间算法预热
	int begin,end;
	while(~scanf("%d%d", &begin, &end))
	{
		if (begin>end) swap(begin,end);
		printf("a[%d,...,%d]内的最大值为%d\n",begin, end, rmq_ans(begin,end));  // O(1)时间算法解答, 注意, 这里没有求极大值的索引, 当然也完全可以不改变复杂度的情况下给出解答. 只是算法写起来比较复杂（完全可以实现的, 就是st记录的不是最大值,而是索引,还要考虑到L块的移位,甚是复杂,这种复杂不是思想上的,而是技术上的）.
	}
	return 0;
}
/*
测试数据
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0 0
1 9
1 7
1 8
2 3
6 15
11 11
11 12
0 20
19 20
18 20
*/

最后形象的以下图表示±1 RMQ问题的解法（以最小RMQ为例）

参考

【1】https://yfsyfs.github.io/2019/07/15/RMQ/

【2】https://yfsyfs.github.io/2019/07/15/RMQ%E4%B9%8B%E7%BA%BF%E6%AE%B5%E6%A0%91%E8%A7%A3%E6%B3%95/

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