RMQ问题，即静态查询区间最值的问题，我们假设我们要求最大值.
那么我们的朴素算法查询区间[l,r]如下：
inline int query(int l,int r){
int maxx=0;
for (int i=l;i<=r;i++)
if (a[i]>maxx) maxx=a[i];
return maxx;
}
我们知道这样查询时间复杂度最坏是O(n)的，效率极低.
我们可以使用线段树，但是我们知道它是用于动态查询的，静态的题干嘛用它呢.
所以我们的ST算法就出来了.
ST算法的思路就是用一个数组例如rmq[i][j]表示第i个开始的1<<j个元素的最大值.
那么我们就可以推出整个数组.
其中rmq[i][j]=max(rmq[i][j-1],rmq[i+(1<<j)][j-1]).
我们就可以写出如下初始化部分：
inline void start(){
for (int i=1;i<=n;i++)
rmq[i][0]=a[i];
for (int j=1;(1<<j)<=n;j++)
for (int i=1;i+(1<<j)-1<=n;i++)
rmq[i][j]=max(rmq[i][j-1],rmq[i+(1<<(j-1))][j-1]);
}
各种细节调了半个小时了，太恐怖了，以后还是zkw线段树黑科技比较好.
初始化的时间复杂度很容易得出为O(nlog(n)).
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那么如何查询呢？
查询的时候假设我们查询[l,r]，那么我们就先设len=log2(r-l+1).
但是计算机的log是以10为底算的，所以我们要用换底公式变成len=log(r-l+1)/log(2).
注实数运算默认下取整.
然后我们在两个区间[l,l+(1<<len)-1]与[r-(1<<len)+1,r]的最大值.
为什么我们可以在两个有重复的区间内取最值.
因为是最值啊，不影响.
所以得出以下代码：
inline int query(int l,int r){
int maxx=0;
int len=log(r-l+1)/log(2);
return max(rmq[l][len],rmq[r-(1<<len)+1][len]);
}
这个rmq代码很短，很短...
由于我们的log运算是O(1)的，所以整个是O(1).
当然有些时候直接用std的log会被卡常，所以自己手写吧：
inline void lgnum(){
int i=1;
for (int j=0;i<N;j++)
for (;(i<=(1<<j))&&(i<N);i++)
lg[i]=j;
}
其中N是lg数组处理到的数+1.