线段树入门（不定期更新）

线段树入门

引题

有一个包含\(N\)个数的序列(\(N \leq 1e6\))，给\(Q(\le 1e6)\)个操作，每个操作是下面两种中的一种：

• 区间加：给定\(l,r,x\)，将序列\(N\)下标\(\in [l, r]\)的数加上\(x\)
• 区间求和：给定\(l,r\)，询问下标\(\in [l,r]\)的数的和

一种很暴力的想法是对每个操作都一遍循环进行修改、求和，显然会超时；看到区间求和很容易就能想到前缀和，这样可以把区间求和降到常数复杂度，然而区间加还是\(O(N)\)；这时就需要线段树登场了(不知道为啥排版变得巨丑，大家将就一下吧)
(PS：笔者最近在刷线段树的题，可能会把写了的题放这)

介绍

线段树是一种实用的数据结构，它可以快速地处理区间操作，维护区间信息。线段树是一棵二叉树，它的每一个节点存储的是一个区间的信息(如区间和, 左右端点等)，如下图所示

笔者个人比较习惯用结构体来定义每一个节点，如果只开\(2N\)个节点，有一些情况是不够的，索性开到\(4N\)，并从上到下，从左向右进行编号，根节点编号为1，其左儿子是2，右儿子是3，以次类推：

#define ls (k << 1) // 左儿子
#define rs (ls | 1) // 右儿子

struct Node {
    int l, r, sum, lazy; // l为左端点，r为端点，sum是区间和, lazy是懒标记下文会讲
    Node() {}
    Node(int _l, int _r, int _sum, int _lazy=0) : l(_l), r(_r), sum(_sum), lazy(_lazy) {}
    inline int length() {return r - l + 1; } // 返回区间长度
    inline ll mi() { return (l + r) >> 1; } // 返回中间点
} node[N << 2];

维护区间信息

每次更新了较低一层的区间信息时，需要维护其父节点的信息，比如区间信息为区间和\(sum\)时，维护时父节点的\(sum\)值等于其左右儿子的\(sum\)值的和

inline update(int k) {
    node[k].sum = node[ls].sum + node[rs].sum;
}

建树

建树从最上一层节点开始向下，一旦遇到叶子节点(区间长度为1的点)，说明到最底层了，则返回，再递归地更新其父节点的区间信息

void build(int l, int r, int k) { // k是编号
    if(l == r) { // 叶子节点，输入它的值并返回
        scanf("%d", &a);
        node[k] = Node(l, r, a);
        return ;
    }
    node[k].l = l; node[k].r = r;
    int mid = node[k].mi();
    build(l, mid, ls);
    build(mid + 1, r, rs);
    update(k);
}

区间加

(注意区分等待加的区间\([l,r]\)和节点\(k\)上的区间\([node[k].l, node[k].r]\)!!)在区间\([l,r]\)上加\(addnum\)：从根节点开始，如果我们所在的节点的区间\([node[k].l, node[k].r] \subseteq [l,r]\)，那么说明这个节点区间的每个值都需要被加\(addnum\)；否则，说明节点上的区间没有被完全包含在\([l,r]\)中，如果\(r>mid(mid是节点的区间中值)\)，说明区间\([mid + 1, r]\)这个区间还需要加上\(addnum\)，所以进入右儿子节点；如果\(l <= mid\)，说明区间\([l, mid]\)这个区间还需要加上\(addnum\)，所以进入右儿子节点。需要注意的是，后两种情况完全有可能同时满足。我们再仔细考虑区间加，为了维护线段树使其满足左右儿子的\(sum\)之和等于父节点的\(sum\)，将父节点的\(sum\)更新之后应该要把它的所有子节点都更新，再用一下上面的图，比如说我们让\([6, 10]\)加10，那为了维护线段树，\([6, 10]\)的子节点们都需要加10，总共需要9次加操作，这造成了一个很严重的问题：这样的区间加甚至比暴力还要慢！一个原本是\(O(N)\)的操作被我们改进成了\(O(NlogN)\)，这时，一个重要的思想出现：懒标记。它的思想是先仅维护最上一层的区间信息，而延迟对其子节点的更新，这样做的好处在于可以把区间加累积起来，等有需要时将懒标记下传一次性更新子节点，从而有效降低复杂度

inline void push(int k) { // 懒标记下传
    node[ls].lazy = node[rs].lazy = node[k].lazy;
    node[ls].sum += node[ls].length() * node[k].lazy;
    node[rs].sum += node[rs].length() * node[k].lazy;
    node[k].lazy = 0;
}

inline void add(int k) {
    if(node[k].l >= l && node[k].r <= r) { // 完全包含
        node[k].sum += node[k].length() * addnum;
        node[k].lazy += addnum; // 懒标记
        return ;
    }
    if(node[k].lazy) push(k); // 下传
    if(r > node[k].mi()) add(rs);
    if(l <= node[k].mi()) add(ls); // 不能是else if
    update(k);
}

区间求和

区间求和的步骤基本和区间加一样，代码也是十分类似

inline int query(int k) {
    if(node[k].l >= l && node[k].r <= r)
        return node[k].sum;
    int ans = 0;
    if(node[k].lazy) push(k);
    if(r > node[k].mi()) ans += query(rs);
    if(l <= node[k].mi()) ans += query(ls);
    return ans;
}

板子

玩整版开了long long，主要是因为很多题区间一求和就容易爆int

#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <iostream>
#define mid ((l + r) >> 1)
#define ls (k << 1)
#define rs (k << 1 | 1)
typedef long long ll;
const int N = 1e6+5;

struct Node {
    ll l, r, sum, lazy;
    Node() {}
    Node(ll _l, ll _r, ll _sum, ll _lazy = 0L) : l(_l), r(_r), sum(_sum), lazy(_lazy) {}
    inline ll length() { return r - l + 1; }
    inline ll mi() { return (l + r) >> 1; }
}node[N << 2];

ll n, m, l, r, addnum;

inline ll read() { // 快读
    ll x = 0;
    char ch = getchar();
    while(ch < '0' || ch > '9')
        ch = getchar();
    while(ch >= '0' && ch <= '9') {
        x = (x << 3) + (x << 1) + (ch ^ 48);
        ch = getchar();
    }
    return x;
}

inline void update(int k) {
    node[k].sum = node[ls].sum + node[rs].sum;
}

inline void push(int k) {
    node[ls].lazy += node[k].lazy;
    node[rs].lazy += node[k].lazy;
    node[ls].sum += node[k].lazy * node[ls].length();
    node[rs].sum += node[k].lazy * node[rs].length();
    node[k].lazy = 0L;
}

void build(int l, int r, int k) {
    if(l == r) {
        ll a = read();
        node[k] = Node(l, r, a);
        return ;
    }
    node[k].l = l; node[k].r = r;
    build(l, mid, ls);
    build(mid + 1, r, rs);
    update(k);
}

inline void add(int k) {
    if(node[k].l >= l && node[k].r <= r) {
        node[k].sum += node[k].length() * addnum;
        node[k].lazy += addnum;
        return ;
    }
    if(node[k].lazy) push(k);
    if(r > node[k].mi()) add(rs);
    if(l <= node[k].mi()) add(ls);
    update(k);
}

inline ll query(int k) {
    if(node[k].l >= l && node[k].r <= r)
        return node[k].sum;
    ll ans = 0L;
    if(node[k].lazy) push(k);
    if(r > node[k].mi()) ans += query(rs);
    if(l <= node[k].mi()) ans += query(ls);
    return ans;
}

int main() {
    n = read(), m = read();
    build(1L, n, 1L);
    while(m--) {
        ll type;
        type = read(); l = read(), r = read();
        if(type == 2L) // 区间查询
            printf("%lld\n", query(1L));
        else if(type == 1L) { // 区间加
            addnum = read();
            add(1L);
        }
    }
    return 0;
}

各种类型

最基础的几种

• 区间加 + 区间求和，这是最基本的线段树，板子题luogu 3372

• 区间乘 + 区间求和，其实像维护加法懒标记一样，再维护一个乘法的懒标记就可以了，再稍微改改懒标记下传，板子题luogu 3373

• 区间修改 + 区间求最值，如果没有区间修改，那打个ST就行了(不知道ST的话可以百度一下，很多博客都讲得很清楚)，常数还小，有修改就用线段树就行，维护也很简单，取个max就行了

区间加 + 区间求平方之和(或者立方之和)

\[(a_i + x)^2 = a_i^2+2x*a_i+x^2 \\ \sum_{i=l}^{r}((a_i+x)^2) = \sum_{i=l}^{r}a_i^2+2x*\sum_{i=l}^{r}a_i+(l-r+1)*x^2 \]

可以按照上面的公式维护\(\sum a_i\)和\(\sum a^2_i\)，立方类似。

• HDU 4578 Transformation 下面是代码

#include <cstdio>
#define ls (k << 1)
#define rs (ls | 1)
const int N = 1e5 + 5;
const int mod = 10007;

int n, m, x, y, val, ans;

struct Node {
    int l, r, sum, sum2, sum3, la, lm, lc;
    inline int length() { return r - l + 1; }
}node[N << 2];

inline void update(int k) {
    node[k].sum = (node[ls].sum + node[rs].sum) % mod;
    node[k].sum2 = (node[ls].sum2 + node[rs].sum2) % mod;
    node[k].sum3 = (node[ls].sum3 + node[rs].sum3) % mod;
}

inline void mul1(int k, int val) {
    node[k].sum3 = node[k].sum3 * val % mod * val % mod * val % mod;
    node[k].sum2 = node[k].sum2 * val % mod * val % mod;
    node[k].sum = node[k].sum * val % mod;

    node[k].lm = node[k].lm * val % mod;
    node[k].la = node[k].la * val % mod;
}

inline void add1(int k, int val) {
    node[k].sum3 = (node[k].sum3 + 3 * val * node[k].sum2 % mod +
            3 * val * val % mod * node[k].sum % mod +
            node[k].length() * val % mod * val % mod * val % mod) % mod;
    node[k].sum2 = (node[k].sum2 + 2 * val * node[k].sum % mod +
            node[k].length() * val % mod * val) % mod;
    node[k].sum = (node[k].sum + node[k].length() * val) % mod;

    node[k].la = (node[k].la + val) % mod;
}

inline void change1(int k, int val) {
    node[k].sum = val * node[k].length() % mod;
    node[k].sum2 = val * val % mod * node[k].length() % mod;
    node[k].sum3 = val * val % mod * val % mod * node[k].length() % mod;
    node[k].lc = val;
    node[k].la = 0;
    node[k].lm = 1;
}

inline void push(int k) {
    if(node[k].la || node[k].lm != 1 || node[k].lc) {
        if(node[k].lc) {
            change1(ls, node[k].lc);
            change1(rs, node[k].lc);
            node[k].lc = 0;
        }

        mul1(ls, node[k].lm);
        mul1(rs, node[k].lm);
        node[k].lm = 1;

        add1(ls, node[k].la);
        add1(rs, node[k].la);
        node[k].la = 0;
    }
}

void build(int l, int r, int k) {
    node[k].l = l; node[k].r = r; node[k].la = node[k].lc = 0; node[k].lm = 1;
    if(l == r) {
        node[k].sum = node[k].sum2 = node[k].sum3 = 0;
        return ;
    }
    int mid = (l + r) >> 1;
    build(l, mid, ls);
    build(mid + 1, r, rs);
    update(k);
}

void add(int k) {
    if(node[k].l >= x && node[k].r <= y) {
        add1(k, val);
        return ;
    }
    push(k);
    int mid = (node[k].l + node[k].r) >> 1;
    if(x <= mid) add(ls);
    if(y > mid) add(rs);
    update(k);
}

void mul(int k) {
    if(node[k].l >= x && node[k].r <= y) {
        mul1(k, val);
        return ;
    }
    push(k);
    int mid = (node[k].l + node[k].r) >> 1;
    if(x <= mid) mul(ls);
    if(y > mid) mul(rs);
    update(k);
}

void change(int k) {
    if(node[k].l >= x && node[k].r <= y) {
        change1(k, val);
        return ;
    }
    push(k);
    int mid = (node[k].l + node[k].r) >> 1;
    if(x <= mid) change(ls);
    if(y > mid) change(rs);
    update(k);
}

void query(int k) {
    if(node[k].l >= x && node[k].r <= y) {
        switch (val) {
        case 1:
            ans += node[k].sum;
            break;
        case 2:
            ans += node[k].sum2;
            break;
        case 3:
            ans += node[k].sum3;
            break;
        }
        ans %= mod;
        return ;
    }
    push(k);
    int mid = (node[k].l + node[k].r) >> 1;
    if(x <= mid) query(ls);
    if(y > mid) query(rs);
}

int main() {
    while(~scanf("%d%d", &n, &m)) {
        if(!n && !m) break;
        build(1, n, 1);
        for(int i = 1; i <= m; i++) {
            int type;
            scanf("%d%d%d%d", &type, &x, &y, &val);
            switch(type) {
            case 1:
                add(1);
                break;
            case 2:
                mul(1);
                break;
            case 3:
                change(1);
                break;
            case 4:
                ans = 0;
                query(1);
                printf("%d\n", ans % mod);
                break;
            }
        }
    }
    return 0;
}

区间开根号(向下取整) + 区间求和

开根号操作会让区间里的值飞快地变小，变得接近1，那只要同时维护区间\(max\)和\(sum\)，如果\(max = 1\)，开方不会对区间造成任何影响，直接返回；否则，就暴力地把这个区间上的数都开方，因为一个数\(n\)最多被开方\(logn\)次就会变成1，所以每个数暴力其实最多\(O(logn)\)，不会超时。

• HDU 4027 Can you answer these queries?
  这题巨坑的是它数据有\(x > y\)的点，题主被卡得WA了三次，结果加个swap就尼玛AC了，我吐了

例题

• HDU 1698 Just a Hook
  就是一道模板题

• HDU 1556 Color the ball
  也是一道模板题

然而线段树的很多题都结合了各种技巧，如下面这几道：

• POJ 2528 Mayor's posters
  思路：离散化+线段树

• HDU 2795 Billboard
  思路：我们把高度那一维当做线段树的区间进行建树，然后维护区间最大值，询问时先判断能不能贴上，即根节点的最大值和\(width\)比较，然后优先向左儿子走，如果左儿子的最大值大于等于\(width\)，就进左儿子；否就进右儿子，到叶子节点就输出。可是，\(h\)的数据范围是\(1e9\)，如果直接这样存线段树绝对爆空间，而我们发现其实\(n\)的数据量只有\(2e5\)，而\(h\)超过\(n\)是没有必要的，我们只需要最靠上的广告位，所以如果\(h > n\)，就让\(h = n\)，这样就完成了这题