【题解】二逼平衡树 [P3380] [BZOJ3196] [Tyvj1730]
【题解】二逼平衡树 [P3380] [BZOJ3196] [Tyvj1730]
传送门：【模板】二逼平衡树（树套树）\([P3380]\) \([BZOJ3196]\) \([TYVJ1730]\)
【题目描述】
你需要写一种数据结构（可参考题目标题）(我偏不写)，来维护一个有序数列，其中有以下 \(5\) 种操作：
-
查询 \(k\) 在区间内的排名
-
查询区间内排名为 \(k\) 的值
-
修改某一位值上的数值
-
查询k在区间内的前驱(前驱定义为严格小于 \(x\)，且最大的数，若不存在输出 \(-2147483647\) )
-
查询k在区间内的后继(后继定义为严格大于 \(x\)，且最小的数，若不存在输出 \(2147483647\))
【输入】
第一行两个数 \(n,m\) 表示长度为 \(n\) 的序列和 \(m\) 个操作，第二行有 \(n\) 个数 \(a_i\)，分别表示序列中第 \(i\) 个数，接下来 \(m\) 行，\(opt\) 表示操作标号：
操作 \(1\)：\(opt=1\)，之后三个数 \(l,r,k\) 表示查询 \(k\) 在区间 \([l,r]\) 的排名。
操作 \(2\)：\(opt=2\)，之后三个数 \(l,r,k\) 表示查询区间 \([l,r]\) 内排名为 \(k\) 的数。
操作 \(3\)：\(opt=3\)，之后两个数 \(pos,k\) 表示将 \(pos\) 位置的数修改为 \(k\)。
操作 \(4\)：\(opt=4\)，之后三个数 \(l,r,k\) 表示查询区间 \([l,r]\) 内 \(k\) 的前驱。
操作 \(5\)：\(opt=5\)，之后三个数 \(l,r,k\) 表示查询区间 \([l,r]\) 内 \(k\) 的后继。
【输出】
对于操作 \(1,2,4,5\) 各输出一行，表示查询结果
【样例】
样例输入：
9 6
4 2 2 1 9 4 0 1 1
2 1 4 3
3 4 10
2 1 4 3
1 2 5 9
4 3 9 5
5 2 8 5
样例输出：
2
4
3
4
9
【数据范围】
\(100\%\) \(1 \leqslant n,m \leqslant 5e4,0 \leqslant k,a_i \leqslant 1e8\)
【分析】
一道浪费时间，浪费生命的绝佳好题。
【线段树】\(→\)【可持续化线段树】\(→\)【主席树】\(→\)【动态主席树（树套树）】
不会上述内容的先去看看这篇文章：线段树详解（全）
\(luogu\)，\(JoyOI\) 都轻松 \(AC\)，而且还比平衡树快了不少，可 \(BZOJ\) 却限制了 \(128MB\) 的空间，还是有点小遗憾的...
正解貌似是线段树套平衡树。
不废话了，进入正题：
操作 \(1\)：\(x\) 的区间排名。实际上就是在区间内求小于它的个数再加一，用主席树维护权值的个数，先查询 \([1 \thicksim R]\) 中小于它的个数，再查询 \([1 \thicksim L-1]\) 中小于它的个数，两者相减即是答案。
操作 \(2\)：区间第 \(k\) 大。这个应该是最简单的了，随便搞搞就好了，主席树基本操作。
操作 \(3\)：单点修改。主席树基本操作，先将原数减一，更新原数列，然后把新数加一。
操作 \(4\)：区间前驱。先查得它的位置（操作\(1\)），再查比它小的（操作 \(2\)）
操作 \(5\)：区间猴急。先查得它的位置（操作\(2\)），再查比它大的（操作 \(1\)）
一点个人看法：不管是线段树还是平衡树，本题思维难度低，代码实现反人类，而其中平衡树打错误代码几率高，线段树坑点多得要命，主函数里满屏的注释都是我一个一个 \(debug\) 的惨痛经历啊 /(ㄒoㄒ)/~~
这种写法的空间大得惊人，但理论时间复杂度应该是最优的。
【资源链接】
其实这道题的做法多到可以绕机房三圈（雾），真的很多...很多...毕竟是平衡树系列的经典例题嘛，这里只提一部分：
- 线段树套红黑树
- 线段树套 \(Treap\)
- 线段树套 \(Splay\)
- 线段树套 \(FHQ\) \(Treap\)
- 线段树（指针版）套 \(Splay\)（指针版）
- 动态主席树（树状数组套线段树）
- \(ZKW\) 线段树套 \(vector\)
- （雾）线段树套线段树（汗）
- （雾）分块（汗）
【Code】
#include<algorithm>
#include<cstring>
#include<cstdio>
#define mid (L+R>>1)
#define Re register int
#define pl tree[p].lp
#define pr tree[p].rp
#define F(i,a,b) for(Re i=a;i<=b;++i)
#define lo(o) lower_bound(b+1,b+m+1,o)-b
using namespace std;
const int N=1e5+3,inf=2147483647;//【N不乘2 WA上天】由于要离散化，加上查询最多n+m(即2*n)个数据
int x,y,z,n,m,T,t,fu,cnt,tl,tr,a[N],b[N],pt[N],C[N],opt[N],ptl[20],ptr[20];
struct QAQ{int g,lp,rp;}tree[N*250];//本应是17*17=289左右,开小一点也无所谓，因为根本用不到
struct O_O{int l,r,k;}Q[N];//储存Q次查询的具体内容，方便离散化
struct T_T{int i,x;}c[N];//单点修改的具体内容
inline void in(Re &x){
x=fu=0;char c=getchar();
while(c<'0'||c>'9')fu|=c=='-',c=getchar();
while(c>='0'&&c<='9')x=(x<<1)+(x<<3)+(c^48),c=getchar();
x=fu?-x:x;
}
inline int ask_kth(Re L,Re R,Re k){//查询第k小
if(L==R)return b[R];//【映射混用 WA上天】注意：返回的值需要用到的是哪一个映射数组不能搞错
Re tmp=0;
F(i,1,tl)tmp-=tree[tree[ptl[i]].lp].g;//计算左子树信息
F(i,1,tr)tmp+=tree[tree[ptr[i]].lp].g;//计算左子树信息
if(tmp>=k){
F(i,1,tl)ptl[i]=tree[ptl[i]].lp;//更新ptl,ptr所指向的节点编号
F(i,1,tr)ptr[i]=tree[ptr[i]].lp;
return ask_kth(L,mid,k);
}
else{
F(i,1,tl)ptl[i]=tree[ptl[i]].rp;
F(i,1,tr)ptr[i]=tree[ptr[i]].rp;
return ask_kth(mid+1,R,k-tmp);
}
}
inline int ask_kth_pre(Re L,Re R,Re k){//查询第k小(中转站)
tl=tr=0;//(注意L-1)
for(Re i=L-1;i;i-=i&-i)ptl[++tl]=pt[i];//先把所有要更新的位置的线段树根节点记录下来
for(Re i=R;i;i-=i&-i)ptr[++tr]=pt[i];//方便后面递归更新信息
return ask_kth(1,m,k);
}
inline void add(Re &p,Re L,Re R,Re w,Re v){//【单点修改】
if(!p)p=++cnt;tree[p].g+=v;
if(L==R)return;
if(w<=mid)add(pl,L,mid,w,v);
else add(pr,mid+1,R,w,v);
}
inline void add_pre(Re x,Re v){//【单点修改】
Re w=lo(a[x]);//【映射混用 TLE上天】注意函数传进来的参数x是在原数列的位置c[i].i(方便更新原数列)，这里各种映射数组的调用不要搞错
for(Re i=x;i<=n;i+=i&-i)add(pt[i],1,m,w,v);//树状数组思想更新信息
}
inline int ask_level(Re p,Re L,Re R,Re x){//查询小于等于x的数的个数
if(L==R)return tree[p].g;
if(x<=mid)return ask_level(pl,L,mid,x);
else return tree[pl].g+ask_level(pr,mid+1,R,x);
}
inline int ask_level_pre(Re L,Re R,Re w){//查询x的排名(中转站)
Re ans=0;
for(Re i=R;i;i-=i&-i)ans+=ask_level(pt[i],1,m,w);
for(Re i=L-1;i;i-=i&-i)ans-=ask_level(pt[i],1,m,w);
return ans;
}
int main(){
// printf("%lf\n",(sizeof(tree))/1024.0/1024.0);
// printf("%lf\n",(sizeof(tree)+sizeof(Q)+sizeof(c)+sizeof(a)+sizeof(b)+sizeof(pt)+sizeof(C))/1024.0/1024.0);
in(n),in(T),m=n;
F(i,1,n)in(a[i]),b[i]=a[i];
F(i,1,T){
in(opt[i]);
if(opt[i]==3)in(c[i].i),in(c[i].x),b[++m]=c[i].x;
else{
in(Q[i].l),in(Q[i].r),in(Q[i].k);
if(opt[i]!=2)b[++m]=Q[i].k;//【不离散 WA上天】除了2的查询不用管，其他地方出现的k全部都要离散化
}
}
sort(b+1,b+m+1);
m=unique(b+1,b+m+1)-b-1;//unique()是-(b+1),lower_bound()是-b
F(i,1,n)add_pre(i,1);//初始化建树
F(i,1,T){
if(opt[i]==1)//查询x的排名(中转站)
Q[i].k=lo(Q[i].k),//【直接查询 WA上天】先查询Q[i].k在b中的的位置，将其减一查得 ≤他前一个数 的总个数
printf("%d\n",ask_level_pre(Q[i].l,Q[i].r,Q[i].k-1)+1);//再加一查得Q[i].k的排名，酱紫可以有效避过Q[i].k的副本处理
if(opt[i]==2)
printf("%d\n",ask_kth_pre(Q[i].l,Q[i].r,Q[i].k));//查询第k小(中转站)
if(opt[i]==3)//修改某一位值上的数值(中转站)
add_pre(c[i].i,-1),a[c[i].i]=c[i].x,add_pre(c[i].i,1);
//先让这个位置上原来的数减少一个，更新数字后再把新数加一个，就达到了替换的目的
if(opt[i]==4){//查询前驱(严格小于)
/*1>取位置*/Q[i].k=lo(Q[i].k);//【直接查询 WA上天】先查询Q[i].k在b中的位置，将其位置减一查询得前驱
/*2>找排名*/Re level=ask_level_pre(Q[i].l,Q[i].r,Q[i].k-1);//因为在离散化数组中是找不到Q[i].k-1这个数字的，所以不能直接查询具体数值
/*3>判有无*/if(!level)printf("%d\n",-inf);//【判断条件错误 WA到上天】由于这里level是取出的前驱在b中的位置，所以只要【level>0】就可以啦
//(如果你按着上面【直接查询 WA上天】的注释改了代码，却没有改这里的【条件判断】，那么你的level<=1将会让你【WA上天】)。
/*4>找结果*/else printf("%d\n",ask_kth_pre(Q[i].l,Q[i].r,level));
}
if(opt[i]==5){//查询猴急(严格大于)【盲目复制 WA上天】如果你采用了同上的方法，等着死翘翘吧
/*1>取位置*/Q[i].k=lo(Q[i].k);
/*2>找排名*/Re level=ask_level_pre(Q[i].l,Q[i].r,Q[i].k);//【直接查询 WA上天】如果同上，会越界，上面的越界是b[0]=0所以不慌，嘿嘿，而这里b[n+1]=0就不行了哟
/*3>判有无*/if(level==Q[i].r-Q[i].l+1)printf("%d\n",inf);//【判断条件错误 WA上天】这里猴急应是level+1，所以条件应是【level≤区间总长度】
/*4>找结果*/else printf("%d\n",ask_kth_pre(Q[i].l,Q[i].r,level+1));//【盲目复制 WA上天】 别忘了加一，和前驱不同啦！
}
}
}
