problem
有
n
n
n
个布丁摆成一行，每个布丁都有一个颜色
a
i
a_i
a
i
。有
m
m
m
次操作，操作有
2
2
2
种：
-
1 x y
：将颜色为
xx
x
的布丁
全部
变成颜色
yy
y
的布丁。 -
2
：询问当前一共有多少
段
颜色（例如颜色为
1,
2
,
2
,
1
1,2,2,1
1
,
2
,
2
,
1
有
33
3
段颜色）。
数据范围：
1
≤
n
,
m
≤
1
0
5
1\le n,m\le 10^5
1
≤
n
,
m
≤
1
0
5
，
0
<
a
i
,
x
,
y
<
1
0
6
0<a_i,x,y<10^6
0
<
a
i
,
x
,
y
<
1
0
6
。
solution
感觉挺板的。
对每种颜色开一颗线段树，每个节点维护一下当前颜色最左边的位置
L
，最右边的位置
R
以及颜色段数
sum
。
有了
L
和
R
，
sum
就很好维护了。
合并的时候，把颜色
x
x
x
的线段树合并到颜色
y
y
y
的线段树即可。
时间复杂度
O
(
m
log
n
)
O(m\log n)
O
(
m
lo
g
n
)
。
code
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
namespace IO{
const int Rlen=1<<22|1;
char buf[Rlen],*p1,*p2;
inline char gc(){
return (p1==p2)&&(p2=(p1=buf)+fread(buf,1,Rlen,stdin),p1==p2)?EOF:*p1++;
}
template<typename T>
inline T Read(){
char c=gc();T x=0,f=1;
while(!isdigit(c)) f^=(c=='-'),c=gc();
while( isdigit(c)) x=((x+(x<<2))<<1)+(c^48),c=gc();
return f?x:-x;
}
inline int in() {return Read<int>();}
}
using IO::in;
const int N=1e5+5,M=1e6+5;
int n,m,ans,tot;
int root[M],lc[N<<5],rc[N<<5],L[N<<5],R[N<<5],sum[N<<5];
#define mid ((l+r)>>1)
void pushup(int root){
L[root]=lc[root]?L[lc[root]]:L[rc[root]];
R[root]=rc[root]?R[rc[root]]:R[lc[root]];
sum[root]=sum[lc[root]]+sum[rc[root]]-(R[lc[root]]+1==L[rc[root]]);
}
void Insert(int &root,int l,int r,int pos){
if(!root) root=++tot;
if(l==r) {L[root]=R[root]=pos,sum[root]=1;return;}
if(pos<=mid) Insert(lc[root],l,mid,pos);
else Insert(rc[root],mid+1,r,pos);
pushup(root);
}
int Merge(int x,int y,int l,int r){
if(!x||!y) return x+y;
if(l==r) {L[x]=R[x]=l,sum[x]=1;return x;}
lc[x]=Merge(lc[x],lc[y],l,mid);
rc[x]=Merge(rc[x],rc[y],mid+1,r);
return pushup(x),x;
}
#undef mid
int main(){
n=in(),m=in();
for(int i=1;i<=n;++i){
int x=in();
ans-=sum[root[x]],Insert(root[x],1,n,i),ans+=sum[root[x]];
}
while(m--){
int op=in();
if(op==1){
int x=in(),y=in();
if(x==y) continue;
ans-=(sum[root[x]]+sum[root[y]]);
root[y]=Merge(root[y],root[x],1,n),root[x]=0;
ans+=sum[root[y]];
}
else printf("%d\n",ans);
}
return 0;
}