题意:
给出长度为 ( )的序列 ( ),求分别删除 后最长严格下降子序列的个数。
分析:
根据Dilworth定理,就是求分别删除 后最长非降子序列的长度,记原序列的最长非降子序列长度为 ,显然对于 ,若其是可以放在最长非降子序列第 位的唯一元素,则删除后的答案为 ,否则为 ;
也就是要判断 每个元素 是否可以放在最长非降子序列第 位,且要 统计可以放在最长非降子序列第 位的元素个数,看了别人的代码才发现在 求出最长非降子序列后,是可以在 的时间复杂度下线性递推进行统计的。
利用树状数组/线段树优化, 进行dp求解,得到 :以 结尾的最长非降子序列的长度,同时有 ;
自后向前遍历,设置辅助数组 :当前可以放在最长非降子序列第 位的最大元素,为便于作统一处理,令 作为可以放在最长非降子序列第 位的元素,即令 ;
这样,对于当前元素 (以 结尾的最长非降子序列的长度为dp[i]),若有 ,则说明 可以放在最长非降子序列第 位,同时利用 更新 ;
由此判断出了可以放在最长非降子序列第 位的所有元素,最后作统计即可。
代码:
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define lowbit(x) (x&-x)
typedef long long LL;
typedef pair<int,int> PII;
const int INF=0x3f3f3f3f;
const int MOD=1e9+7;
const int maxn=1e6+10;
int n,m,a[maxn],b[maxn],c[maxn];
int dp[maxn],r[maxn],cnt[maxn];
bool flag[maxn];
void updata(int x,int v)
{
for(;x<=m;x+=lowbit(x))
c[x]=max(c[x],v);
}
int query(int x)
{
int res=0;
for(;x;x-=lowbit(x))
res=max(res,c[x]);
return res;
}
void preprocess()
{
for(int i=1;i<=n;i++)
b[i]=a[i];
sort(b+1,b+n+1);
m=unique(b+1,b+n+1)-(b+1);
for(int i=1;i<=n;i++)
a[i]=lower_bound(b+1,b+m+1,a[i])-b;
}
int main()
{
scanf("%d",&n);
for(int i=1;i<=n;i++)
scanf("%d",&a[i]);
preprocess();
int len=0;
for(int i=1;i<=n;i++)
{
dp[i]=query(a[i])+1;
updata(a[i],dp[i]);
len=max(len,dp[i]);
}
r[len+1]=INF;
for(int i=n;i>=1;i--)
{
if(a[i]<=r[dp[i]+1])
{
flag[i]=true;
r[dp[i]]=max(r[dp[i]],a[i]);
}
}
for(int i=1;i<=n;i++)
{
if(flag[i])
cnt[dp[i]]++;
}
for(int i=1;i<=n;i++)
{
if(flag[i]&&cnt[dp[i]]==1)
printf("%d ",len-1);
else
printf("%d ",len);
}
return 0;
}