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还是区间求和区间修改的问题，我们使用线段树解决以后发现编程复杂度比较大
在这里介绍一个简单的数据结构，树状数组。
树状数组的优势是编程复杂度小，常数小，时间复杂度也不错
树状数组的查询，修改，都是LOG（N）级别的
下面来分析一下上面那个图看能得出什么规律：
据图可知：c1=a1，c2=a1+a2，c3=a3，c4=a1+a2+a3+a4，c5=a5，c6=a5+a6，c7=a7，c8=a1+a2+a3+a4+a5+a6+a7+a8，c9=a9，c10=a9+a10，c11=a11........c16=a1+a2+a3+a4+a5+.......+a16。
分析上面的几组式子可知，当 i 为奇数时，ci=ai ；当 i 为偶数时，就要看 i 的因子中最多有二的多少次幂，例如，6 的因子中有 2 的一次幂，等于 2 ，所以 c6=a5+a6（由六向前数两个数的和），4 的因子中有 2 的两次幂，等于 4 ，所以 c4=a1+a2+a3+a4（由四向前数四个数的和）。
（一）有公式：cn=a(n-a^k+1)+.........+an（其中 k 为 n 的二进制表示中从右往左数的 0 的个数）。
那么，如何求 a^k 呢？求法如下:
function lowbit(x:longint):longint; begin exit(x and (-x)) end;
lowbit的返回值就是2^k
答案很简单：2^k=i&(i^(i-1)) ，也就是i&(-i)
下面进行解释：
以i=6为例（注意：a_x表示数字a是x进制表示形式）：
(i)_10 = (0110)_2
(i-1)_10=(0101)_2
i xor (i-1) =(0011)_2
i and (i xor (i-1)) =(0010)_2
2^k = 2
C[6] = C[6-2+1]+…+A[6]=A[5]+A[6]
而我们求和与修改的时候就特别好办了
function lowbit(x:longint):longint; begin exit(x and (-x)); end; function getsum(pos:longint):longint; var ans:longint; begin ans:=0; while pos>0 do begin inc(sum,tree[pos]); dec(pos,lowbit(pos)); end; exit(ans); end; procedure modify(pos,delta:longint); begin while pos<=n do begin inc(tree[pos],delta); inc(pos,lowbit(x)); end; end;
记住，查询区间[l,r]的和时候应该ans:=getsum(r)-getsum(l-1);
求数列的前n项和，只需找到n以前的所有最大子树，把其根节点的C加起来即可。不难发现，这些树的数目是n在二进制时1的个数，或者说是把n展开成2的幂方和时的项数。
代码如下：
const maxn=100010; var val,tree:array [0..maxn] of longint; n:longint; function lowbit(x:longint):longint; begin exit(x and (-x)); end; function getsum(pos:longint):longint; var ans:longint; begin ans:=0; while pos>0 do begin inc(ans,tree[pos]); dec(pos,lowbit(pos)); end; exit(ans); end; procedure modify(pos,delta:longint); begin while pos<=n do begin inc(tree[pos],delta); inc(pos,lowbit(pos)); end; end; procedure main; var i,m,l,r:longint; begin read(n); for i:=1 to n do begin read(val[i]); modify(i,val[i]); end; read(m); for i:=1 to m do begin read(l,r); writeln(getsum(r)-getsum(l-1)); end; end; begin main; end.
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原文地址：http://www.cnblogs.com/logichandsome/p/4067605.html
