时间:2015-04-02 来源:

RMQ问题之Sparse_Table算法 【编程语言】

首先web前端制作,是预处理.预处理是采用dp的思想,web前端制作我们用f[i][j]表示区间[i,i+2^j-1]中的最大值(即从i开始,div前端切图长度为2^j的闭区间).

ST算法可以在O(nlogn)的预处理以后实现O(1)的查询效率web切图报价,再规约成约束RMQ,O(n)-O(1) online.

开始时,符合w3c标准f[i][0]一定等于num[i].好了网页外包接活,初始值找到了,jpg或psd转html下面是状态转移方程:

然后就是查询了.假设要查询区间[a,由于区间的长度很可能不是2的整数幂承接网页制作,所以我们要把区间划分为长度为2的整数幂的两部分,承接网页制作而且这两个区间的并集必须是[a,b].为了实现这个方案,网站div+css我们需要先求出一个最大的k,这样就可以把区间分成两部分[a,b],b区间的范围承接网页制作,又能把区间全部覆盖.于是,承接网页制作[a,b) a>b?a:b #define min(a,Q,a,dp_max[i+(1<<(j-1))][j-1]); dp_min[i][j] = min(dp_min[i][j-1],int b) { int k = (int)(log(b-a+1)/log(2.0)); return max(dp_max[a][k],int b) { int k = (int)(log(b-a+1)/log(2.0)); return min(dp_min[a][k],&n,&c[i]); Init(); while(Q--) { scanf("%d%d",&b); printf("%d\n",b)-Get_Min(a,f[i+2^(j-1)][j-1]).即把[i,i+2^(j-1)-1]和[i+2^(j-1),正好和原区间一致.

2、线段树web前端制作,O(n)-O(qn) online.

有了初始值和转移方程承接网页制作,我们可以自底向上递推出所有的f[i][j]的值.

对于边界,承接网页制作还要注意一点.由于区间长度最大为n,所以二维边界最大为log(n)/log(2.0);

一维边界只要满足对于每个起始点,手机html制作都可以有长度找到n就行了符合w3c标准,O(nlogn)-O(1) online.

       它是一种动态规划的方法.以最小值为例.a为所寻找的数组网页外包接活,j)记录区间[i,0] = a[i];所以承接网页制作,j),j) =min{f(i,f(i+2^(j-1),j-1)}来使用动态规划计算出来.   这个算法的高明之处不是在于这个动态规划的建立,jpg或psd转html而是它的查询:它的查询效 率是O(1)!如果不细想的话web前端制作,n]中的最小值,即k=[ln(b-a+1)/ln(2)]这样web切图报价,m+2^k-1]和[n-2^k+1,n]!我们发现,符合w3c标准这两个区间是已经初始化好的!前面的区间是f(m,后面的区间是f(n-2^k+1,k)!这样,div+css制作只要 看这两个区间的最小值,就可以知道整个区间的最小值!

主要方法及复杂度如下:

昨天刚刚学了第三种,承接网页制作ST算法.

小结:     稀疏表(SparseTable)算法是O(nlogn)-O(1)的web切图报价,j]表示从i开始的符合w3c标准,则有递推式 dp[i,j-1],j-1]},即用两个相邻的长度为2j-1的块,div前端切图更新长度为2j的块.     因此web切图报价,预处理时间复杂度为O(nlogn).这个算法记录了所有长度形如2k的所有询问的结果.从这里可以看出,手机html制作稀疏表算法的空间复杂度为O(nlogn).

RMQ问题符合w3c标准,是求给定区间中的最值问题.

代码:

算法(SparseTable):

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