12.10日记
主席树
- P2617（带修主席树模板）：给定n个数的序列，查询区间第k小+单点修改。本题非强制在线。
思路：其实主席树也只是一种复用重复空间的思想，并不是一种特定的数据结构。相反，他和动态开点有不少相似之处。甚至说，普通的线段树就是一种特殊的抽象化线段树。我感觉做了这么多线段树的题目，这是我能总结出来的最好的版本了。
首先是线段树的结构体化：
struct Tree{
int l,r,val;
Tree(int a=0,int b=0,int c=0):l(a),r(b),val(c){}
}v[M*200];\(l\)表示左儿子的下标，\(r\)表示右儿子的下标，\(val\)表示线段树每个节点的权值。
真正的线段树正是如此。只不过传统上来讲，为了方便初学者理解，大家都是从\(l=id*2,r=id*2+1\)这种最简单的线段树开始讲起。实际上左儿子和右儿子并不一定得是固定的二倍关系，甚至都不一定得是两个儿子，你写三个儿子，变成l,m,r，然后操作的时候多搞一下，可能会更优（我口胡的），只不过写起来比较麻烦，而且最多就是差了个常数。
那么如果父亲和儿子不是固定关系的话，那么该怎么确定儿子的下标呢？很简单，就是
- 动态开点。每次走到一个节点，要去进行操作之前（operate/query），首先先判断一下这个节点是否存在（是否等于0），如果为0，那之后的就不用operate了，对于query，直接return 0就行了（对于求和与单点查询），少了一堆常数有木有！？
- 连到已经有的节点上，比如说主席树。那么这个儿子更深的部分你就不用管了，又少了一堆常数。
这种思想太有用了，简单来讲就是，对于线段树，我只需要知道l,r儿子的节点编号，至于是不是两倍或者从小到大，无所谓。
摆脱了这种思想的桎梏，那么理解主席树就相对容易了吧，实际上因为单点修改每次只会修改一条链，所以只会改变\(\log n\)个节点，所以新建一颗线段树的时候，很多节点都可以直接再连到之前的树上，不需要自己再新建，达到了复用已有信息，防炸空间的目的。
但如果是区间修改就不能用主席树了，因为改变的节点远超\(\log n\)个，自然就无法达到复用的目的。
那么如果想区间修改该怎么办呢？利用数据结构的关键思想之一：区间加减通过建立差分数组，以变成单点加减，这样区间和就变成了对应节点的数值，再套一个区间和就能求回原来的区间和了。复杂度的话，只是在修改和维护的时候多了一倍的常数，渐进复杂度应该是一致的。（以上均为个人口胡，我还没写过）。
最后总结一下常见（其实就是平衡树）的基本操作（插入，删除，找排名第k，求k的排名，找k前驱，找k后继）的实现方式（基本操作就是operate（改个数），query_num（查询某个数有几个），query_rk（查询排名第k是谁），query_sa（求k的排名），后面两个找前驱后继可以用前面几个操作实现）：（回头再总结吧）
静态整体：直接sort
- 动态整体（带修）：
- 动态整体（带修+强制在线）：权值线段树
- 静态区间：主席树
- 动态区间（带修）：
动态区间（带修+强制在线）：树状数组，每个节点都是一颗权值线段树，动态开点。\(nlog^2n\)。
（如果你还不懂权值线段树是啥建议翻翻前几天我的日记——）
目前我还不会动态的离线做法，只会强制在线的大常数做法。看了题解之后感觉应该离线就是套一层CDQ？以达到顶替高级数据结构+减常数的作用？
好了说了那么多废话，该说说这个题该怎么做了。
这个题属于动态区间（带修），可以离线（整体二分），洛谷题解中也有，但我不会CDQ。所以就讲讲在线做法。
首先思考，对于一个区间，如果我得到了这个区间中所有数构成的权值线段树，那么这道题就变成了动态整体了，直接在权值线段树上写函数搜索就可以了。
那么怎么样每次快速得到指定区间对应的权值线段树？
考虑到权值线段树本身具有加法结合律，因为每个节点表示的是数的个数，显然嘛。所以可以外面套一个树状数组，记录对应区间的权值线段树的和。由区间证明，任何一个区间最多只需要被分成\(\log n\)个小区间，所以得到指定区间对应的权值线段树上的一个节点的值，复杂度是\(O(\log n)\)，方法就是把这个区间对应的那n个小区间的权值线段树的，对应这个节点上的值都加起来。
所以相当于一共nlogn颗权值线段树，空间肯定炸，所以必须先离散化，再动态开点，最大化省空间（虽然你不离散化其实也能过）。
那么每次修改，相当于对\(O(\log n)\)颗线段树进行单点修改，所以复杂度是\(log^2n\)的。
萌新：我哪知道要修改哪logn颗？
我：树状数组啊，每次直接lowbit就行了。
所以建议用for形式的树状数组，这样很容易理解：
for(int i=x;i;i-=lowbit(i))
操作这样的话，所有的i就是query（1，x）前缀和时，这个区间被分成的那\(O(\log n)\)个区间的下标（或者说是权值线段树的编号）。每次就这么写就行了，不用动脑子，也不用想原理，多好。
每次查询，需要注意，本质上你还是在一颗权值线段树上进行操作，只不过这个线段树在内存空间中你并没有真正存，只知道他可以拆成logn颗你已经存过的树的和。所以对于这颗“虚拟”的权值线段树，每个节点的值都要用logn的时间去加起来，对应的和就是这个权值线段树这个节点的值。只能在用的时候单次查询。
那他的左右儿子呢？实际上你还是没有存，和刚刚一样，只知道拆成了logn颗线段树对应节点的儿子。所以……每次走之前，都要用一个now数组存一下当前每颗线段树走到了哪里，如果要走左儿子，那么logn颗线段树都要走到左儿子，这个操作也是logn的。如果有动态开点，那么很有可能走到一定深度的时候有些儿子就全0了，那么就可以省一些时间，但要注意，一次复杂度就是logn，实际上能省很多（但我这次代码里没写）。
那么这个题就结束了，看代码吧。树状数组和权值线段树的pos，id等等真的很容易混。
（平衡树？那是什么？我只会权值线段树谢谢）
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define mid ((l+r)>>1)
#define db(x) cout<<#x<<":"<<x<<endl;
const int M=1e5+20;
vector<int> lsh;
unordered_map<int,int> rev;
struct Opt{
char op[2];
int l,r,k;
Opt():l(0),r(0),k(0){
op[0]='\000';
}
}opt[M];
struct Tree{
int l,r,val;
Tree(int a=0,int b=0,int c=0):l(a),r(b),val(c){}
}v[M*200];
int a[M],cnt,len,now[M*2];
inline int lowbit(int x){return x&(-x);}
void operate(int &id,int l,int r,int pos,int x){
if (!id)
id=++cnt;
v[id].val+=x;
if (l==r)
return;
if (pos<=mid)
operate(v[id].l,l,mid,pos,x);
else
operate(v[id].r,mid+1,r,pos,x);
}
inline void BIToperate(int id,int pos,int k){
while(id<=len)
operate(id,1,len,pos,k),id+=lowbit(id);
}
int query_rk(int l,int r,int ql,int qr,int k){
int Lnum=0;
if (l==r){
for(int i=qr;i;i-=lowbit(i))
now[i]=i;
for(int i=ql-1;i;i-=lowbit(i))
now[i]=i;
return l;
}
for(int i=qr;i;i-=lowbit(i))
Lnum+=v[v[now[i]].l].val;
for(int i=ql-1;i;i-=lowbit(i))
Lnum-=v[v[now[i]].l].val;
if (Lnum>=k){
for(int i=qr;i;i-=lowbit(i))
now[i]=v[now[i]].l;
for(int i=ql-1;i;i-=lowbit(i))
now[i]=v[now[i]].l;
return query_rk(l,mid,ql,qr,k);
}
else{
for(int i=qr;i;i-=lowbit(i))
now[i]=v[now[i]].r;
for(int i=ql-1;i;i-=lowbit(i))
now[i]=v[now[i]].r;
return query_rk(mid+1,r,ql,qr,k-Lnum);
}
}
int main(){
int n,m;
scanf("%d%d",&n,&m);
for(int i=1;i<=n;++i)
scanf("%d",&a[i]),lsh.push_back(a[i]);
for(int i=1;i<=m;++i){
scanf("%s",opt[i].op);
if (opt[i].op[0]=='Q')
scanf("%d%d%d",&opt[i].l,&opt[i].r,&opt[i].k);
else
scanf("%d%d",&opt[i].l,&opt[i].r),lsh.push_back(opt[i].r);
}
sort(lsh.begin(),lsh.end());
len=unique(lsh.begin(),lsh.end())-lsh.begin();
for(int i=0;i<len;++i)
rev[lsh[i]]=i+1;
for(int i=1;i<=len;++i)
now[i]=i;
cnt=len;
for(int i=1;i<=n;++i)
BIToperate(i,rev[a[i]],1);
for(int i=1;i<=m;++i)
if (opt[i].op[0]=='Q')
printf("%d\n",lsh[query_rk(1,len,opt[i].l,opt[i].r,opt[i].k)-1]);
else
BIToperate(opt[i].l,rev[a[opt[i].l]],-1),a[opt[i].l]=opt[i].r,BIToperate(opt[i].l,rev[a[opt[i].l]],1);
return 0;
}总结
今天一天实验室，实验做的并不好，大家都不是很高兴。当然也没有什么时间写题，只做了这一个。但是写的过程中真的收获了很多，写的第二道树套树。关键还是要想明白，想明白，写代码也不会出问题，就更不需要调试了。
那么香港H题也就会了，区间查询的平衡树（二逼平衡树）也就可以A穿了。所以这么看，香港打铜尾是说明我自己真的菜。
明日计划
- 二逼平衡树P3380
- 香港H题，过不了的话就学一下离线做法。
- FHQ-treap和替罪羊树就先不学了吧，感觉学了也练不好，就最后学一下万能的CDQ分治，多巩固一下之前的字符串和数学，就先这样吧。