随笔分类 - Z - 数据结构 - 线段树/树状数组
摘要：线段树维护单调栈 又是一道非常棒的思维题！！！ SOL： 问题转化（倒着思考） t时刻在某点，每次可以向后走一步或留在原地，然后t减1 每个点在$T_i$消失，求最小的$t$使得所有点都可以在消失前被访问 于是惊奇地发现留在原地一定不优，会一直往前走 破环为链（2倍），对于$i\in[n,2n)$走
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摘要：此题实际就是序列上的问题（只是链的话不一定$u using namespace std; inline int read(){ int x=0,f=1;char c=getchar(); while(!isdigit(c)){if(c==' ')f= 1;c=getchar();} while(is
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摘要：线段树好题 $n,m,1e5$ 二进制没有位除3的余数是以12121212……循环的 我们用总数减去不合法情况： 1. 只有1个1，0的个数 =2（保证不重复） 2. 奇数个1，0的个数=2个0的方案数，$fr$同理 在记录0/1的个数，左起/右起0的个数，答案 讨论更新即可 时间复杂度$O(nlo
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摘要：每次修改可以看成是一个一次函数，分成两个点到$lca$分别修改 于是树链剖分+李超线段树+标记永久化求最小值 时间复杂度$O(nlog_n^3)$，但出题人良心可以过
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摘要：李超线段树用来在平面内动态插入线段，求$x=t$直线与这些线段交点的最值 核心是维护每个区间的“最优势线段”，即终点位置处最高的线段，询问室对所有包含$t$的区间的最优势线段计算答案，最后取$max$ 模板题：JSOI2008BlueMary开公司 插入直线，求单点最大值 （看代码）
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摘要：问题拆解，好题&难题 发现：每个点经历了一次修改后，若$x_iy_j$（貌似并没有用到？） 考虑线段树分治： 每个询问记录修改时间区间 每个时间段的区间将询问的点按$x$或$y$排序 用动态开点线段树维护最大值算出每个修改的区间 例$H$操作，在长度小于$l$的区域，可能会被$V$操作扫走，所以每次
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摘要：考虑性质 $n1e5$ SOL： $a_1 a_2+a_3 a_4 a_5$ $a_1 a_2 a_3 a_4+a_5$ 上式相加只剩前面的乘法，所以我们要算的是所有前缀积 $ans=\sum_{i=1}^{n 1}s_i 2 3^{n i 1}+s_n,s_i=\prod_{j=1}^ia_j$
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摘要：区间新解法 $n,m2e5$ SOL: $L[i],R[i]$分别表示$i$左边和右边第一个比自己大的位置 1. $(L[i],R[i])$产生$p1$贡献，在$R[i]$时刻对$L[i]$更新 2. $(L[i]+1\to i 1,R[i])$产生$p2$贡献，在$R[i]$时刻对$L[i]+1\
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摘要：设区间修改加入的差分数组为$d[i]$ 前缀和$\sum^n_{i=1}\sum^i_{j=1}d[j]=\sum_{i=1}^nd[i] (n i+1)=(n+1)\sum^n_{i=1}d[i]+\sum^n_{i=1}d[i] i$ 只需要单独维护$d[i] i$和$d[i]$即可
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摘要：$m1e5$ 套路：题目是splay，就显然不是spaly 单旋与双旋的区别： 若为一条链，单旋完了还是链，复杂度不对 双旋我们判断了如果与父亲及祖先在一条直线上则先转祖先，则不会发生这种情况 SOL： 发现其实树的形态变化并不大 例如将最小值旋至根： 1. 把最小值的儿子当做其父亲的对应儿子 2.
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摘要：一道线段树水题 注意别被卡精度（无时无刻都要想着强制转换double） 居然写了$100min$，我太弱了！！！
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