题意：对于1<=i<=n每次找到(pos[i]-k,pos[i]+k)内不大于i的最大那个数，ans[i]=ans[mx]+1，若ans[mx]未知则递归处理ans[mx]
PS：这个题比赛时写主席树k前驱没剪枝T了，然而实验室里的同学n^2过10w...自闭
主席树k前驱：在[l，r]范围内找到比k小的最大值，本质是带剪枝的主席树树上dfs
主要算法思想：当前区间[l，r]的sum（数字个数）为0则剪枝，l==r时，如果l<k说明l是k的前驱，否则说明不存在k的前驱，查找时，如果k<=m+1(m=(l+r)/2)或者右区间不存在数字（数字个数为0）时，返回递归求左区间的答案（注意为什么是m+1，因为当k<=m+1时，小于k的值必定只可能出现在左区间[l,m]中），否则查找右区间，当递归右区间有解，则必为最优解，直接返回这个解即可，当右区间无解，才继续递归左区间求解
这样一系列剪枝以后，这个算法就可以跑的很快了！
其实还有个想法就是二分第k大值去求，这个思路比较简单而且复杂度是O(nlogn^2)，不知道会不会T，有时间了尝试补上
AC代码：
#include <bits/stdc++.h> using namespace std; const int N = 1e5+5; struct Node { int l,r,sum; }node[N*40];//nlogn int cnt; int a[N],root[N]; void Insert(int l,int r,int pre,int& now,int val) { node[++cnt]=node[pre]; now=cnt; node[now].sum++; if(l==r)return; int m=(l+r)>>1; if(val<=m)Insert(l,m,node[pre].l,node[now].l,val); else Insert(m+1,r,node[pre].r,node[now].r,val); } int query(int L,int R,int l,int r,int k) { if(node[R].sum-node[L].sum==0)return -1; if(l==r)return l<k?l:-1; int m=(l+r)>>1; if(k<=m+1||node[node[R].r].sum-node[node[L].r].sum==0)return query(node[L].l,node[R].l,l,m,k); int t=query(node[L].r,node[R].r,m+1,r,k); if(t!=-1)return t; return query(node[L].l,node[R].l,l,m,k); } int n,k; int pos[N],dp[N]; int solve(int i) { if(dp[i]!=-1)return dp[i]; int l=max(1,pos[i]-k); int r=min(n,pos[i]+k); int res=query(root[l-1],root[r],1,n,i); if(res==-1)return dp[i]=1; return dp[i]=solve(res)+1; } int main() { ios::sync_with_stdio(false); cin.tie(0); cout.tie(0); int T; cin>>T; while (T--) { cnt=0; memset(dp,-1, sizeof(dp)); memset(node,0, sizeof(node)); cin >> n >> k; for (int i = 1; i <= n; i++) { cin >> a[i]; pos[a[i]]=i; } for (int i = 1; i <= n; i++) { Insert(1, n, root[i - 1], root[i], a[i]); } for(int i=1;i<=n;i++) { solve(i); cout<<dp[i]<<(i==n?'\n':' '); } } return 0; }