题目链接: 【模板】一维前缀和
题目描述:
给定一个长度为 n
的整数数组 arr
和 q
个查询,每个查询由两个整数 l
和 r
组成,表示区间 [l, r]
。请计算出每个区间内所有元素的和。
示例 1:
arr = [1, 2,3, 4, 5]
, q = 2
, 查询区间为 [(1, 3), (2, 4)]
[6, 9]
[1, 3]
的元素和为 1 + 2 + 3 = 6
,区间 [2, 4]
的元素和为 2 + 3 + 4 = 9
。提示:
1 <= n, q <= 100000
-10000 <= arr[i] <= 10000
解题思路 对于本道题,我们可以提前预处理出一个前缀和数组
,通过前缀和数组快速求出某个区间所有元素的和。
前缀和数组
表示数组起始位置到第
个位置的所有元素和。其递推公式我们很容易得出:
计算区间
的所有元素的和:
代码实现
#include <iostream>
#include <vector>
using namespace std;
int main() {
//处理输入输出
int n, q;
cin >> n >> q;
vector<int> arr(n + 1);
for(int i = 1; i <= n; ++i) cin >> arr[i];
//预处理dp数组,long long元素类型防止溢出
vector<long long> dp(n + 1);
for(int i = 1; i <= n; ++i) dp[i] = dp[i - 1] + arr[i];
int l, r;
while(q--)
{
cin >> l >> r;
cout << dp[r] - dp[l - 1] << endl;
}
return 0;
}
细节处理:我们开辟前缀和数组时开的空间大小应该比数组的大1(开辟
的空间),可以让数组的元素位置与下标一一对应(第一个元素对应下标1位置),帮助我们规避掉像
等边界情况。
题目链接:【模板】二维前缀和
题目描述:
给定一个大小为 n × m
的矩阵 matrix
和 q
个查询,每个查询由四个整数 x1, y1, x2, y2
组成,表示一个子矩阵的左上角 (x1, y1)
和右下角 (x2, y2)
。请计算出每个子矩阵内所有元素的和。
示例 1:
matrix = [[1, 2], [3, 4]]
, q = 1
, 查询区间为 [(1, 1, 2, 2)]
[10]
1 + 2 + 3 + 4 = 10
。提示:
1 <= n, m <= 1000
-10000 <= matrix[i][j] <= 10000
解题思路
这道题与上一道题类似,我们可以提前预处理出一个前缀矩阵和数组
,
表示矩阵从
位置到
位置的所有元素和,然后利用
数组快速求出子矩阵内所有元素的和。
任意子矩阵的和
代码实现
#include <iostream>
#include <vector>
using namespace std;
int main() {
//处理输入数据
int n = 0, m = 0, q = 0;
cin >> n >> m >> q;
vector<vector<int>> vv(n + 1, vector<int>(m + 1));
for(int i = 1; i <= n; ++i)
{
for(int j = 1; j <= m; ++j)
cin >> vv[i][j];
}
//预处理矩阵数组, longlong防溢出
vector<vector<long long>> dp(n + 1, vector<long long>(m + 1));
for(int i = 1; i<=n; ++i)
{
for(int j = 1; j <= m; ++j)
dp[i][j] = dp[i - 1][j] + dp[i][j - 1] + vv[i][j] - dp[i - 1][j - 1];
}
//输出
int x1, y1, x2, y2;
while(q--)
{
cin >> x1 >> y1 >> x2 >> y2;
long long ret = dp[x2][y2] - dp[x2][y1 - 1] - dp[x1 - 1][y2] + dp[x1 - 1][y1 - 1];
cout << ret << endl;
}
return 0;
}
题目链接:724. 寻找数组的中⼼下标
题目描述:
给你⼀个整数数组 nums
,请计算数组的 中心下标 。
中心下标是数组的⼀个下标,其左侧所有元素相加的和等于右侧所有元素相加的和。
如果中心下标位于数组最左端,那么左侧数之和视为 0
,因为在下标的左侧不存在元素。这⼀点对中心下标位于数组最右端同样适用。
如果数组有多个中心下标,应该返回 最靠近左边 的那⼀个。如果数组不存在中心下标,返回 -1
。
示例 1:
nums = [1, 7, 3, 6, 5, 6]
3
3
。sum = nums[0] + nums[1] + nums[2] = 1 + 7 + 3 = 11
,sum = nums[4] + nums[5] = 5 + 6 = 11
,⼆者相等。示例 2:
nums = [1, 2, 3]
-1
示例 3:
nums = [2, 1, -1]
0
0
。 sum = 0
,(下标 0
左侧不存在元素),sum = nums[1] + nums[2] = 1 + -1 = 0
。提示:
nums.length
<= 104nums[i]
<= 1000解题思路 根据题目要求,我们可以预处理出一个前缀和数组
和后缀和数组
,然后遍历数组通过比较前缀和和后缀和找到中心下标。
表示数组开始位置到
位置的所有元素和
表示数组
位置到数组末尾位置的所有元素和
代码实现
class Solution {
public:
int pivotIndex(vector<int>& nums) {
//预处理出前缀和、后缀和数组
int n = nums.size();
vector<int> f(n);
//数组起始位置的左侧
for(int i = 1; i < n; ++i)
f[i] = f[i - 1] + nums[i - 1];
vector<int> g(n);
for(int i = n - 2; i >= 0; --i)
g[i] = g[i + 1] + nums[i + 1];
//遍历数组找到中心下标
for(int i = 0; i < n; ++i)
{ if(f[i] == g[i])
return i;
}
return -1;
}
};
优化解法
上面的解法其实还可以优化,设
的所有元素之和为
,中心下标为
,
左边的元素和为
,根据左侧元素和与右侧元素和相等有:
稍微化简有:
所以我们只需用一个量
记录当前元素的左侧元素和,根据推导公式判断当前位置是否为中心下标。
优化后的解法时间复杂度从
降到了
了。
class Solution {
public:
int pivotIndex(vector<int>& nums) {
int sum = 0;
for(auto e : nums)
sum += e;
int leftSum = 0;
for(int i = 0; i < nums.size(); ++i)
{
if(2 * leftSum == sum - nums[i])
return i;
leftSum += nums[i];
}
return -1;
}
};
题目链接:238. 除自身以外数组的乘积
题目描述:
给你⼀个整数数组 nums
,返回数组 answer
,其中 answer[i]
等于 nums
中除 nums[i]
之外其余各元素的乘积。
题⽬数据保证数组 nums
中任意元素的全部前缀元素和后缀的乘积都在 32
位整数范围内。
请不要使用除法,且在 O(n)
时间复杂度内完成此题。
示例 1:
nums = [1, 2, 3, 4]
[24, 12, 8, 6]
示例 2:
nums = [-1, 1, 0, -3, 3]
[0, 0, 9, 0, 0]
提示:
nums.length
<= 105nums[i]
<= 30nums
中任意元素的全部前缀元素和后缀的乘积都在 32
位整数范围内。进阶:你可以在 O(1) 的额外空间复杂度内完成这个题目吗?(出于对空间复杂度分析的目的,输出数组不被视为额外空间。)
解题思路
与上一题类似,我么先预处理出前缀积数组
和后缀积数组
,然后将两者相乘得到除自身元素以外的乘积。
表示数组起始位置到第
位置所有元素的积。
表示数组第
位置到数组末尾位置所有元素的积。
细节:
,对于这两个数组初始情况需要为1
构建出前缀积与后缀积数组后,我们直接遍历,两者相乘,构建出需要返回的数组
代码实现
class Solution {
public:
vector<int> productExceptSelf(vector<int>& nums) {
int n = nums.size();
vector<int> f(n,1);
for(int i = 1; i < n; ++i)
f[i] = f[i - 1] * nums[i - 1];
vector<int> g(n,1);
for(int i = n - 2; i >= 0; --i)
g[i] = g[i + 1] * nums[i + 1];
vector<int> ret;
for(int i = 0; i < n; ++i)
ret.push_back(f[i] * g[i]);
return ret;
}
};
优化解法
我们可以先处理出后缀积
,用 pre 记录前缀积(初始化为1),然后遍历将
乘到
中,同时维护
,最后将 g 返回即可。
这种写法相较于上种可以少遍历一次数组,而且题目说到输出数组不被视为额外空间,故时间复杂度为
。
class Solution {
public:
vector<int> productExceptSelf(vector<int>& nums) {
int n = nums.size();
vector<int> g(n,1);
//后缀积
for(int i = n - 2; i >= 0; --i)
g[i] = g[i + 1] * nums[i + 1];
//遍历修改g[i]
//pre为i位置左侧元素的乘积
int pre = 1;
for(int i = 0; i < n; ++i)
{
g[i] *= pre;
pre *= nums[i];
}
return g;
}
};
题目链接:560. 和为 K 的子数组
题目描述:
给你一个整数数组 nums
和一个整数 k
,请你统计并返回该数组中和为 k
的连续子数组的个数。
示例 1:
nums = [1,1,1], k = 2
2
2
,分别是 [1,1]
和 [1,1]
。示例 2:
nums = [1,2,3], k = 3
2
3
,分别是 [1,2]
和 [3]
。提示:
nums.length
<= 2 * 104nums[i]
<= 1000k
<= 107解题思路
根据题目要求,我们需要求出和为
的子数组的个数。
我们可以使用暴力解法,定义两个指针
和
,固定
,
依次往后遍历,注意,找到符合的数组后,
也要继续遍历,因为以
为起点的和为
的子数组不止一个,
遍历完一遍数组后
往后加一,直到
遍历完数组,这样就求出和为
的子数组的个数,但是暴力解法的时间复杂度是
,一定会超时。
对于这道题,我们不能使用滑动窗口,当窗口内出现符合的子数组时,统计个数后窗口的左边端点会前移,因为数组的元素有正有负不满足单调性,这样是会错过一些符合的数组,比如在
求和为
的子数组的个数。
我们的最优解法是前缀和+哈希表。对于
区间的数组,其元素之和为
,如果通过哈希表查询到该区间数组和为
的子数组的个数,这样就间接知道了
区间的数组内和为 K 的子数组的个数。
代码实现
class Solution {
public:
int subarraySum(vector<int>& nums, int k) {
//哈希表记录前缀和及其出现的次数
unordered_map<int, int> hash;
//处理区间和为K的特殊情况
hash[0] = 1;
int sum = 0, ret = 0;
for(int i = 0; i < nums.size(); ++i)
{
//计算[0,i]的前缀和
sum += nums[i];
//查找和为sum-k的子数组的个数
if(hash.count(sum - k)) ret += hash[sum-k];
//将前缀和加入哈希表
hash[sum]++;
}
return ret;
}
};
细节处理:
去维护即可。
:和为 0 的子数组出现的次数默认有一次,这是因为区间元素和刚好第一次为
时,按照我们的算法,需要查找和为
的子数组个数,但是由于整个区间的所有元素和为
,没有额外剩余的元素去构成和为
的子数组,所以如果没有
,哈希表是查找不到和为
的子数组的个数,我们的算法是会遗漏整个区间的和第一次为
的情况,最后统计出来的和为
的子数组的个数是会少一个的。
,哈希表的空间开销
题目链接:974. 和可被 K 整除的子数组
题目描述:
给定一个整数数组 nums
和一个整数 k
,返回其中元素之和可被 k
整除的(连续、非空)子数组的数目。
示例 1:
nums = [4,5,0,-2,-3,1], k = 5
[4, 5, 0, -2, -3, 1]
, [5]
, [5, 0]
, [5, 0, -2, -3]
, [0]
, [0, -2, -3]
, [-2, -3]
示例 2:
nums = [5]
, k = 9
0
提示:
nums.length
<= 3 * 104nums[i]
<= 104k
<= 10^4解题思路
对于这道题,我们依然使用前缀和+哈希表,但是在此之前先引入下同余定理。
同余定理:
,则有
。
所以整体思路就是对于
区间的数组,其元素之和为
,对
进行取模(
)余数为
,如果通过哈希表查询到该区间内数组和的余数同样为
的子数组的个数,这样就间接知道了
区间的数组内和可为 K 整除的子数组的个数。
代码实现
class Solution {
public:
int subarraysDivByK(vector<int>& nums, int k) {
//哈希表存储前缀和余数及其出现的次数
unordered_map<int, int> hash;
//处理区间元素和刚好被K整除,余数为0的特殊情况
hash[0] = 1;
int ret = 0, sum = 0;
for(auto e : nums)
{
//计算前缀和
sum += e;
//对前缀和取模,注意在C++中,余数可为负
//需要换算成非负以免影响结果
int mod = (sum % k + k) % k;
//查找前缀和的余数为mod的子数组的个数
if(hash.count(mod))
ret += hash[mod];
//将余数加入哈希表
hash[mod]++;
}
return ret;
}
};
代码解析:
:余数为
默认出现次数为
次,是为了处理区间元素和第一次刚好被
整除的特殊情况,防止答案遗漏。
(sum % k + k) % k
:在C++中,余数可以为负数,需要将其调整为正数,不然会影响结果。
,哈希表存储余数的额外空间开销。
题目链接:525. 连续数组
题目描述:
给定一个二进制数组 nums
,找到含有相同数量的 0
和 1
的最长连续子数组,并返回该子数组的长度。
示例 1:
[0, 1]
是具有相同数量 0
和 1
的最长连续子数组。示例 2:
nums = [0,1,0]
2
[0, 1]
(或 [1, 0]
) 是具有相同数量 0
和 1
的最长连续子数组。提示:
nums.length
<= 105nums[i]
不是 0
就是 1
解题思路
题目要求我们找含有相同数量的
和
的最长连续子数组的长度,我们可以将0看作成-1,这样问题就转换成了求和为0的子数组最长长度。
解决这道题的思路依然是前缀和+哈希,对于
区间的数组,其元素之和为
,通过哈希表查询到该区间内数组和同样为
的子数组的末尾元素下标,间接求出和为
的子数组长度。
但是需要注意的是,当哈希表中已经存在
时,不必更新
在哈表中的下标,因为题目要求的是子数组最长长度。
代码实现
class Solution {
public:
int findMaxLength(vector<int>& nums) {
//哈希表存储的是[0,i]区间元素和及其下标i
unordered_map<int, int> hash;
//处理前缀和刚好为0的情况
hash[0] = -1;
int sum = 0, ret = 0;
for(int i = 0; i < nums.size(); ++i)
{
//将数组中的0看待成-1
sum += nums[i] == 0 ? -1 : 1;
//如果前缀和存在则更新结果,不存在再加入哈希表
if(hash.count(sum)) ret = max(ret, i - hash[sum]);
else hash[sum] = i;
}
return ret;
}
};
代码解析:
区间元素和及其下标
。
:前缀和为
的子数组下标默认为
, 处理处理前缀和第一次为
的特殊情况。
,哈希表的额外空间开销。
题目链接:314. 矩阵区域和
题目描述:
给你一个 m x n
的矩阵 mat
和一个整数 k
,请你返回一个矩阵 answer
,其中每个 answer[i][j]
是所有满足以下条件的元素 mat[r][c]
的和:
i - k <= r <= i + k
j - k <= c <= j + k
(r, c)
在矩阵内。示例 1:
mat = [[1,2,3],[4,5,6],[7,8,9]]
, k = 1
[[12,21,16],[27,45,33],[24,39,28]]
示例 2:
mat = [[1,2,3],[4,5,6],[7,8,9]]
, k = 2
[[45,45,45],[45,45,45],[45,45,45]]
提示:
m == mat.length
n == mat[i].length
m, n, k
<= 100mat[i][j]
<= 100解题思路
通过分析题目可以知道,其实就是快速求出子矩阵
到
的所有元素的和,我们可以先预处理出来一个矩阵前缀和数组
,然后通过矩阵前缀和数组快速求出子矩阵的所有元素和。
快速求子矩阵的和
并不是一一对应的,我们在计算子矩阵的起始位置与末尾位置的下标时要进行转换。
和
求子矩阵的坐标时是可能会越界,我们要特殊处理。
代码实现
class Solution {
public:
vector<vector<int>> matrixBlockSum(vector<vector<int>>& mat, int k) {
//1.初始化前缀和数组,需要多加一行多加一列
int m = mat.size(), n = mat[0].size();
//dp[i][j]代表矩阵mat从[0][0]到[i-1][j-1]的所有元素的和
vector<vector<int>> dp(m + 1, vector<int>(n + 1));
for(int i = 1; i < m + 1; ++i)
for(int j = 1; j < n + 1; ++j)
dp[i][j] = dp[i-1][j] + dp[i][j-1] - dp[i-1][j-1] + mat[i-1][j-1];
//2.使用前缀和数组求和
vector<vector<int>> ret(m, vector<int>(n));
for(int i = 0; i < m; ++i)
{
//下标转换并且要进行越界情况的处理
int x1 = max(0, i - k) + 1;
int x2 = min(m - 1, i + k) + 1;
for(int j = 0; j < n; ++j)
{
int y1 = max(0, j - k) + 1;
int y2 = min(n - 1, j + k) + 1;
ret[i][j] = dp[x2][y2] - dp[x1-1][y2] - dp[x2][y1-1] + dp[x1-1][y1-1];
}
}
return ret;
}
};
代码解析:
与矩阵
的下标不是一一对应的,比如
对应原数组
,计算矩阵前缀和要留意。
与
求子矩阵的坐标时要防止越界并且转换成与
数组对应,因为要通过
求出子矩阵的所有元素和。
,矩阵前缀和数组
的额外空间开销