标签：暴力 否则 种类 操作 tchar printf 公式 hdu turn
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：
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
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];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);
}(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;
}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;
}区间加 + 区间求和，这是最基本的线段树，板子题luogu 3372
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
\[ (a_i + x)^2 = a_i^2+2x*a_i+x^2 \\sum_{i=l}^{r}((a_i+x)^2) = \sum_{i=l}^{r}a_i^2+2x*\sum_{i=l}^{r}a_i+(l-r+1)*x^2 \]
可以按照上面的公式维护\(\sum a_i\)和\(\sum a^2_i\)，立方类似，题目HDU 4578 Transformation
开根号操作会让区间里的值变得更加接近，那只要同时维护区间\(max\)和\(min\)，如果\(max = min\)，\(sum = length * max\)；如果\(max \neq min\)，就暴力地把这个区间上的数都开方，维护懒标记开方次数，且因为一个数\(n\)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。区间除的思想也是一样的，因为除法也会使得区间里的值变得更加接近
然而线段树的很多题都结合了各种技巧，如下面这道：
思路：离散化+线段树
标签：暴力 否则 种类 操作 tchar printf 公式 hdu turn
原文地址：https://www.cnblogs.com/Jr1Preg/p/12337141.html
