我们用 $f_{i,j}$ 表示 满足“前 $i$ 个含 $1$ 的数量不大于 $j$”的数的个数，相当于求组合数 ${i \choose j}$，即

$ f_{i, j} = f_{i-1, j} + f_{i-1, j-1} $

处理完动态规划的计算之后，我们从第 $n$ 位(即从右开始数第 $n$ 位)开始，如果 “前 $i-1$ 个含 $1$ 的数量不大于 $L$”的数的个数” 大于序数 $I$ (即 $f_{i-1, L} \ge I$)，那么我们输出 $0$，否则输出 $1$ (想一想，为什么)

不难理解，如果一个数的位数大于另一个数的位数，那么这个数一定大于另一个数(废话)。

那么前 $i-1$ 既然已经大于序数 $I$ 了，那么答案对应的数一定小于当前位取 $1$ 时候的数，所以当前位取 $0$。反过来同理。

输出完一位之后序数 $I$ 应减去对应的 $f_{i-1, L}$，并且确定完一位是 $1$ 之后，$1$ 的数量 $L$ 也应减一。即 

$I \gets I - f_{i-1, L}$, $L \gets L - 1$

看到这题的数据规模，我的第一想法是树状数组离线统计。

毕竟 $5\times 10^5$ 对于线段树什么的会非常吃力，我对 CCF 的评测机并不抱信心。

（然而好像有人用莫队 $O(N\sqrt{N\log N})$ 硬卡过去了）

考虑将所有询问离线，按右端点递增排序，思考怎样快速计算每个点的贡献。

在尝试了很多办法后，不妨回到题目本身，“丹钓战”这个名字似乎在暗示我们使用单调栈。

于是尝试先 $O(N)$ 求出距每个点 $i$ 最近的不合法位置 $L_i$。

然后可以发现，对于每个询问，只需要计算 $\sum\limits_{i=l}^r [L_i \notin [l,r]]$ 即可。

这个问题就非常简单了，和 HH的项链 类似，树状数组离线统计即可。

当然也可以用莫队/主席树，但是效率会比较感人。

时间复杂度 $O(Q\log N+N)$。

#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>
using namespace std;
const int maxn = 500005;
int n,m,a[maxn],b[maxn],stk[maxn],top,L[maxn];
struct query {
	int x,y,id;
	query() {
		x = y = id = 0;
	}
	bool operator < (const query& p)const {
		return y < p.y;
	}
}Q[maxn];
int c[maxn];
int lowbit(int x) {
	return x & -x;
}
void add(int x,int y) {
	if(!x)return ;
	for(;x <= n;x += lowbit(x))c[x] += y;
	return ;
}
int query(int x) {
	int ans = 0;
	for(;x;x -= lowbit(x))ans += c[x];
	return ans;
}
int ans[maxn];
int main() {
	freopen("noi_online2022_stack.in","r",stdin);
	freopen("noi_online2022_stack.out","w",stdout);
	scanf("%d%d",&n,&m);
	for(int i = 1;i <= n;++ i)scanf("%d",&a[i]);
	for(int i = 1;i <= n;++ i)scanf("%d",&b[i]);
	for(int i = 1;i <= n;++ i) {
		while(top&&(a[stk[top]] == a[i]||b[stk[top]] <= b[i]))stk[top --] = 0;
		L[i] = stk[top];
		stk[++ top] = i;
	}
	for(int i = 1;i <= m;++ i) {
		Q[i].id = i;
		scanf("%d%d",&Q[i].x,&Q[i].y);
	}
	sort(Q + 1 , Q + 1 + m);
	for(int i = 1,j = 1;i <= m;++ i) {
		for(;j <= Q[i].y;++ j) {
			if(!L[j])continue ;
			add(L[j] , 1);
		}
		ans[Q[i].id] = Q[i].y - Q[i].x + 1 - query(Q[i].y) + query(Q[i].x - 1); 
	}
	for(int i = 1;i <= m;++ i)printf("%d\n",ans[i]);
	fclose(stdin);
	fclose(stdout);
	return 0;
} 

令 $A$ 是所有丑数构成的集合，容易想到，一个丑数是由小于该丑数的一个丑数乘以一个数 $S_i(1 \le i \le K)$ 得来的。

所以，对于一个丑数 $A_i$，枚举 集合 $S$ 和 集合 $A$ （也可以二分，不过速度本来就够快了），找到两个数 $S_i(1 \le i \le K)$ 和 $A_j(1 \le j \le i-1)$，使得 $S_i \cdot A_j > A_{i-1}$，对所有大于 $A_{i-1}$ 的数 $S_i(1 \le i \le K) \cdot A_j(1 \le j \le i-1)$，找到一个最小的数，赋值于 $A_i$。

即 $A_i \gets \min(S_i \cdot A_j)$，其中,$1 \le i \le K,1 \le j \le i-1$

最后，第 $N$ 个丑数就是 $A_N$

include<iostream>

#include<cstdio>

#include<algorithm>

#include<string.h>

using namespace std;;

int main()

{

   freopen("last_SYF.in","r",stdin);

   freopen("last_SYF.out","w",stdout); int n,m;cin>>n>>m; int c=__gcd(n,m);cout<<n/c<<"/"<<m/c; return 0;

}

这一题一开始我是用dfs选数，但是调试起来太麻烦了，于是换了一个思路，每次选出来 $n-1$ 个符号，最后check一下。

check 函数的策略是每遇到一个不为 空格 的字符就把当前的数 $now$ 加进变量 $x$ 中，然后 $now$ 初始化成当前字符的下一个数字（也就是 $i + 2$），接着把这个字符用 $sig$ 存起来作为下一个数的符号，如果遇到的字符是 空格 就把 $now$ 进一位加上 空格 后面的数，最后如果 $x$ 的值为 $0$，那么就符合要求。因为我的 $chosen$ 数组是从 $0$ 开始的，而 $1$ 一开始就加进了 $now$ 中，所以 "字符后面的那个数字" 对应的下标就是 $i + 2$。这个下标的问题花了我半天时间调试。

答案的输出的话其实没有那么麻烦，只需要把答案的字符串存起来排一下序就可以了，因为 std::string 本来就可以比较字典序的大小