Description

pps又开始dota视频直播了！一群每天被pps虐的蒟蒻决定学习pps的操作技术，他们把pps在这局放的技能记录了下来，每个技能用一个字符表示。经过研究，蒟蒻们发现字典序更大的连招威力更大。于是所有蒟蒻都想学习pps最强的连招。但是他们太弱了，不能学会整个视频里的连招，只能学会陈老师一段区间间内的连招，可是这个他们求不出，于是只好向你求助。为了蒟蒻们不再被pps虐（怎么可能），请你帮帮他们。简化题意：给你一个字符串，
每次询问你一段区间的字典序最大的子串。

Input

第一行是一个字符串S，表示pps放的技能
第二行一个正整数Q，表示询问个数
接下来Q行，每行两个正整数[l,r]，表示询问区间[l,r]中的字典序最大的子串。

Output

Q行，每行一个正整数，表示该区间内字典序最大的子串的起始位置。

Sample Input

Lets_go_mod_p!
5
2 2
3 3
2 5
1 10
2 9

Sample Output

2
3
3
3
3

数据范围
1<=|S|<=100000
1<=Q<=100000
1<=l<=r<=|S|

分析：
单个字符串的子串问题，我们可以考虑后缀数组
一开始可能想的比较简单，每个询问，我们只要查找区间内rak最大的后缀即可
（大概因为排名靠后的后缀大概比排名靠前的后缀优秀）

然而事实并不是这样的

      0   1   2   3   4   5
s:    b   a   a   b   b   b
rak:  3   1   2   6   5   4
ask[0,3]
最优解显然是: [0,3] b a a b
而不是rak最大的：[3,3] b

那么每个后缀到底在什么情况上回产生贡献nei？
设i<ji<ji，当前区间为[l,r][l,r][l,r]

rank[i]>rank[j]rank[i]>rank[j]rank[i]>rank[j]，iii一定比j" role="presentation" style="position: relative;">jjj优
rank[i]<rank[j]rank[i]<rank[j]rank[i]且lcp(i,j)>=r−j+1lcp(i,j)>=r−j+1lcp(i,j)>=r-j+1，iii一定比j" role="presentation" style="position: relative;">jjj优
也就是说lcplcplcp的长度太长，所以从iii开始保留的lcp" role="presentation" style="position: relative;">lcplcplcp反而多，所以iii比j" role="presentation" style="position: relative;">jjj优
rank[i]<rank[j]rank[i]<rank[j]rank[i]且lcp(i,j)<r−j+1lcp(i,j)<r−j+1lcp(i,j)，jjj一定比i" role="presentation" style="position: relative;">iii优

综上所述，后缀iii产生贡献的区间[i,j+lcp(i,j)−1]" role="presentation" style="position: relative;">[i,j+lcp(i,j)−1][i,j+lcp(i,j)−1][i,j+lcp(i,j)-1]，其中jjj为i" role="presentation" style="position: relative;">iii后面第一个大于rank[i]rank[i]rank[i]的位置
也就是说一个最优值影响的区间是连续的

对于询问的区间我们按照左端点从大到小排序

维护一个栈，栈中的每一个元素对应了一段区间。每次扫到一个左端点后，依次弹出栈顶元素，知道当前这个左端点不会影响到当前栈顶的这个区间了。
还有种情况是可能会影响到最后那个区间的一部分，这样需要在这个区间中二分一下这个区间从哪裂开。
时间复杂度是O(nlogn)O(nlogn)的。

然后可以维护一个栈，将后缀从后向前加入栈中，并且保证栈底的rak最大

栈中的每一个元素对应了一段区间，表示当前元素在区间[l,r][l,r][l,r]中贡献最大答案

每次扫到一个左端点（设为LLL）后，依次弹出栈顶元素，直到当前这个左端点可以包含当前栈顶的这个区间
也就是说，栈中所有元素能够贡献最大答案的区间都在L" role="presentation" style="position: relative;">LLL之后
那么当前询问的答案就在栈中了

但是我们不知道询问区间的右端点落到了哪个区间，我们就二分一下，
找到右端点所在区间被xxx元素控制，当前询问的答案即为x" role="presentation" style="position: relative;">xxx

tip

一开始我的LCP都是这样写的：

int LCP(int x,int y) {int r=y-x+1;r=log(r)/log(2);return min(mn[x][r],mn[y-(1<<r)+1][r]);
}

但是我们在求[x,y][x,y][x,y]的lcplcplcp时，实际上求是min(height[x+1],height[y])min(height[x+1],height[y])min(height[x+1],height[y])
所以修改如下：

int LCP(int x,int y) {int r=log(y-x)/log(2);return min(mn[x+1][r],mn[y-(1<<r)+1][r]);
}

好久不写RMQ，一上来就写错：

for (int i=1;i<20;i++)for (int j=0;j<len;j++) {if (j+(1<<i)>len) break;mn[j][i]=min(mn[j][i-1],mn[j+(1<<(i-1))][i-1]);}

#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<iostream>
#include<algorithm>
#include<cmath>using namespace std;const int N=100010;
int sa[N],hei[N],rak[N],wx[N],wy[N],cc[N];
int n,m,mn[N][20],ans[N],top;
char s[N];
struct node{int l,r,num;
};
node Q[N],S[N];int cmp0(const node &A,const node &B) {return A.l>B.l;                        //按照左端点从大到小排序
}int cmp(int *y,int a,int b,int k,int len) {int ra1=y[a];int rb1=y[b];int ra2=a+k>=len? -1:y[a+k];int rb2=b+k>=len? -1:y[b+k];return ra1==rb1&&ra2==rb2;
}void make_sa(int len) {int i,j,k,m,p;int *x=wx,*y=wy;m=128;for (i=0;i<m;i++) cc[i]=0;for (i=0;i<len;i++) cc[x[i]=s[i]]++;for (i=1;i<m;i++) cc[i]+=cc[i-1];for (i=len-1;i>=0;i--) sa[--cc[x[i]]]=i;for (k=1;k<=len;k<<=1) {    //k=1p=0;for (i=len-k;i<len;i++) y[p++]=i;for (i=0;i<len;i++) if (sa[i]>=k) y[p++]=sa[i]-k;for (i=0;i<m;i++) cc[i]=0;for (i=0;i<len;i++) cc[x[y[i]]]++;for (i=1;i<m;i++) cc[i]+=cc[i-1];for (i=len-1;i>=0;i--) sa[--cc[x[y[i]]]]=y[i];swap(x,y);x[sa[0]]=0;p=1;for (int i=1;i<len;i++)x[sa[i]]=cmp(y,sa[i-1],sa[i],k,len)? p-1:p++;if (p>=len) break;m=p;}
}void make_hei(int len) {for (int i=0;i<len;i++) rak[sa[i]]=i;hei[0]=0;int k=0;for (int i=0;i<len;i++) {if (!rak[i]) continue;int j=sa[rak[i]-1];if (k) k--;while (s[i+k]==s[j+k]&&i+k<len&&j+k<len) k++;hei[rak[i]]=k;}memset(mn,0x33,sizeof(mn));for (int i=0;i<len;i++) mn[i][0]=hei[i];for (int i=1;i<20;i++)for (int j=0;j<len;j++) {if (j+(1<<i)>len) break;mn[j][i]=min(mn[j][i-1],mn[j+(1<<(i-1))][i-1]);  //j+(1<<(i-1))}
}int LCP(int x,int y) {if (x>y) swap(x,y);int r=log(y-x)/log(2);return min(mn[x+1][r],mn[y-(1<<r)+1][r]);
}int pd(int x,int y,int z) {if (rak[x]>rak[y]) return 1;   //x更优 int len=LCP(rak[x],rak[y]);if (len<z-y+1) return 0;    //y更优 return 1;
}int main()
{scanf("%s",s);n=strlen(s);make_sa(n); make_hei(n);scanf("%d",&m);for (int i=1;i<=m;i++) {scanf("%d%d",&Q[i].l,&Q[i].r);Q[i].l--; Q[i].r--;Q[i].num=i;}sort(Q+1,Q+1+m,cmp0);top=1;S[0].l=n; S[1].num=S[1].l=S[1].r=n-1;    int j;for (j=1;Q[j].l==n-1;j++) ans[Q[j].num]=n;for (int i=n-2;i>=0&&j<=m;i--) {    //插入i bool flag=0;int now=top,l,r,mid;while (top) {int l=pd(i,S[top].num,S[top].l);   int r=pd(i,S[top].num,S[top].r);if (l&&r) top--;     //i的贡献大于栈顶区间if (!l&&!r) break;if (l&&!r) {flag=1;break;}}if (flag) {now=l=S[top].l;r=S[top].r;while (l<r) {mid=(l+r)>>1;if (pd(i,S[top].num,mid)) now=max(now,mid),l=mid+1;else r=mid;}S[top].l=now+1;top++;S[top].r=now;S[top].l=S[top].num=i;}else {S[++top].num=i;S[top].l=i;S[top].r=S[top-1].l-1;}while (Q[j].l==i&&j<=m) {l=1;r=top;now=Q[j].r;    //二分右端点所在区间while (l<r) {mid=(l+r)>>1;if (now>=S[mid].l&&now<=S[mid].r) break;if (now<S[mid].l) l=mid+1;else r=mid;}ans[Q[j].num]=S[(l+r)>>1].num+1;++j;}}for (int i=1;i<=m;i++) printf("%d\n",ans[i]);return 0;
}

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