牛牛有 n ( 2 ≤ n ≤ 1 0 5 ) ( 2 ≤ n ≤ 105 ) n(2 \leq n \leq 10^5)(2≤n≤105) n(2≤n≤105)(2≤n≤105)个玩偶，牛牛打算把这n个玩偶摆在桌子上，桌子的形状的长条形的，可以看做一维数轴。 桌子上有 M M M 个互不相交的区间 ( 1 ≤ M ≤ 1 0 5 ) (1≤M≤10^5) (1≤M≤105)，这些区间上面可以放玩偶。一个位置只能放一个玩偶，玩偶之间的距离越大越美观，牛牛想最大化 D 的值，其中 D 为最近的两个玩偶之间的距离。请帮牛牛求出 D 的最大可能值。
示例1
输入
5,3,[[0,2],[4,7],[9,9]]
返回值
2
备注:
区间长度 ≤ 2 31 − 1 \leq 2^{31} -1 ≤231−1
最大最小值，最小最大值，一看就是二分。比赛中就是过不了( 90 % 90\% 90%的数据), 肯定思路没错，以为是数据错了(*^▽^*)。
思路数据没错，应该首先想到是不是时间复杂度太高，应该是judge函数的时间复杂度高了。下次一定注意。
/**
* struct Interval {
* int start;
* int end;
* Interval(int s, int e) : start(start), end(e) {}
* };
*/
#define ll long long
const int maxn = 2e5+10;
class Solution {
public:
/**
* 代码中的类名、方法名、参数名已经指定，请勿修改，直接返回方法规定的值即可
*
* @param n int整型 玩偶数
* @param m int整型 区间数
* @param intervals Interval类vector 表示区间
* @return int整型
*/
bool judge(ll x, vector<pair<ll, ll> > inv, int n){
//n--;
ll pos = -2e10;
/* 复杂度太高？
for(auto ine : inv){
if(pos + x <= ine.first){
pos = ine.first;
n--;
}
if(n <= 0) return true;
while(pos + x <= ine.second){
pos += x;
n--;
if(n <= 0) return true;
}
}
*/
for(auto in : inv){
ll l = max(pos+x, in.first);
if(l > in.second) continue;
ll t = (in.second - l) / x;
n -= (t+1);
if(n <= 0) return true;
pos = l + t*x;
}
return n <= 0;
}
int doll(int n, int m, vector<Interval>& intervals) {
// write code here
vector<pair<ll, ll> > inv;
for(auto ine : intervals) {
inv.push_back({1ll * ine.start, 1ll * ine.end});
}
sort(inv.begin(), inv.end(), [](const pair<ll, ll> &a, const pair<ll, ll> &b)->bool{
return a.first < b.first;
});
ll l = 0, r = inv.back().second - inv[0].first;
ll ans = -1;
while(l <= r){
ll mid = l + (r - l) / 2;
if(judge(mid, inv, n)){
ans = mid;
l = mid + 1;
}else r = mid - 1;
}
return ans;
}
};
上小学二年级的牛牛已经精通整数的加法和乘法。现在你要考考他。你先给出一个整数数组 a 1 , a 2 , . . . , a n a_1,a_2,...,a_n a1,a2,...,an，然后每次你会给一对整数 l , r ( l ≤ r ) l,r(l≤r) l,r(l≤r)，牛牛需要算出 ∑ i = l r ∑ j = i + 1 r a i ∗ a j \sum_{i=l}^{r} \sum_{j=i+1}^{r} a_i*a_j ∑i=lr∑j=i+1rai∗aj的值。但是牛牛算完之后你不能不确定他算得对不对，为了验证他的答案，你决定自己算一遍。
为了不输出过大的答案，假设答案为 a n s ans ans，请输出 a n s % 1 , 000 , 000 , 007 ans \% 1,000,000,007 ans%1,000,000,007。
提示：
在 % 1 , 000 , 000 , 007 \%1,000,000,007 %1,000,000,007的意义下 / 2 /2 /2相当于 ∗ 500 , 000 , 004 *500,000,004 ∗500,000,004
示例1
输入
[1,2,5,3,4],[1,4,2,5,2,2]
返回值
[41,71,0]
说明
第一个询问，l=1,r=4，ans=1*2+1*5+1*3+2*5+2*3+5*3=41；
第二个询问，l=2,r=5，ans=2*5+2*3+2*4+5*3+5*4+3*4=71；
第三个询问，l=2,r=2，ans=0。
备注:
参数
a
a
a为
v
e
c
t
o
r
<
i
n
t
>
vector<int>
vector<int>，依次为
a
1
,
a
2
,
.
.
.
,
a
n
a_1,a_2,...,a_n
a1,a2,...,an；
参数
q
u
e
r
y
query
query为
v
e
c
t
o
r
<
i
n
t
>
vector<int>
vector<int>，依次为
l
1
,
r
1
,
l
2
,
r
2
,
.
.
.
,
l
q
,
r
q
l_1,r_1,l_2,r_2,...,l_q,r_q
l1,r1,l2,r2,...,lq,rq；
n
n
n为数组
a
a
a长度，
q
q
q为询问次数。
30
%
30\%
30% 数据满足
1
<
=
n
,
q
<
=
1000
1<=n,q<=1000
1<=n,q<=1000
100
%
100\%
100% 数据满足
1
<
=
n
,
q
<
=
100000
，
1
<
=
a
i
<
=
100000
，
1
<
=
l
i
<
=
r
i
<
=
n
1<=n,q<=100000，1<=a_i<=100000，1<=l_i<=r_i<=n
1<=n,q<=100000，1<=ai<=100000，1<=li<=ri<=n
没想出来，思路是听直播学的。
九九乘法表，划掉对角线，前缀和优化。
就是主对角线下面的等式之和，矩阵里对角线上面的元素和下面的元素和相同，故可以总体相加，如下图：
求和公式： ∑ i = l r ∑ j = i + 1 r a i ∗ a j = ( ∑ i = l r a i ) 2 − ∑ i = l r a i 2 2 \sum_{i=l}^{r} \sum_{j=i+1}^{r} a_{i} * a_{j}=\frac{\left(\sum_{i=l}^{r} a_{i}\right)^{2}-\sum_{i=l}^{r} a_{i}^{2}}{2} ∑i=lr∑j=i+1rai∗aj=2(∑i=lrai)2−∑i=lrai2
另外：题目中数较大。需要开long long。用到了逆元的知识。
#define ll long long
const int mod = 1e9+7;
const int maxn = 2e5+10;
ll sum[maxn], mul[maxn];
class Solution {
public:
/**
* 代码中的类名、方法名、参数名已经指定，请勿修改，直接返回方法规定的值即可
* 多次求交叉乘
* @param a int整型vector a1,a2,...,an
* @param query int整型vector l1,r1,l2,r2,...,lq,rq
* @return int整型vector
*/
vector<int> getSum(vector<int>& a, vector<int>& query) {
// write code here
sum[0] = mul[0] = 0;
for(int i = 1; i <= a.size(); i++){
sum[i] = (sum[i-1] + a[i-1]) % mod;
mul[i] = (mul[i-1] + 1ll * a[i-1]*a[i-1] % mod) % mod;
}
vector<int> ans;
for(int i = 0; i < query.size(); i+=2){
int l = query[i], r = query[i+1];
ll t = (sum[r] - sum[l-1]) % mod;
ll res = (t * t % mod - (mul[r]-mul[l-1])% mod + mod)% mod ;
res = (res * 500000004 % mod + mod) % mod;
ans.push_back(res);
}
return ans;
}
};