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Problem Analysis
草草看了一眼題目,差點以為是可持久化線段樹的裸闆子。于是就回顧了以下可持久化線段樹和主席樹的基本操作,與本題目進行對比:
可持久化線段樹支援的操作是
- 在某個曆史版本上修改某一個位置上的值
- 通路某個曆史版本的某一位置上的值
主席樹的作用則主要是查詢區間第小的值,這是得益于其基于權值數組建立可持久化線段樹的效果。是以他的每次區間更新都會産生一個新的根節點。産生新的根節點的原因是主席樹利用了字首和的思想,維護區間起點到某個節點的資訊,利用滿足區間可加性資訊維護的性質查詢區間資訊。是以它隻能查詢靜态區間資訊。
那麼本題目顯然是屬于查詢動态區間第小的問題。
那麼我們就需要通過一些特殊的解決方式來處理這類問題:樹套樹結構。
我們使用樹套樹的基本思想是,不同的工作交給不同的資料結構來完成:主席樹仍然負責解決區間第小的問題,樹狀數組則負責解決區間修改的問題。
那麼怎麼實作呢?
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N = 1e4 + 10, maxn = 1000000000;
int a[N], n, m;
int root[N], lc[N << 8], rc[N << 8], sum[N << 8], num;
int L[N], R[N], cnt1, cnt2;
inline int lowbit(int x){ return x & (-x); }
void update(int &rt, int l,int r, int x, int v){
if(!rt) rt = ++num;
sum[rt] += v;
if(l == r) return;
int mid = l + r >> 1;
if(x <= mid) update(lc[rt], l, mid, x, v);
else update(rc[rt], mid + 1, r, x, v);
}
int query(int l, int r, int k){
if(l == r) return l;
int cur = 0, mid = l + r >> 1;
for(int i = 1; i <= cnt1; i++) cur -= sum[lc[L[i]]];
for(int i = 1; i <= cnt2; i++) cur += sum[lc[R[i]]];
if(cur >= k){
for(int i = 1; i <= cnt1; i++) L[i] = lc[L[i]];
for(int i = 1; i <= cnt2; i++) R[i] = lc[R[i]];
return query(l, mid, k);
}
else{
for(int i = 1; i <= cnt1; i++) L[i] = rc[L[i]];
for(int i = 1; i <= cnt2; i++) R[i] = rc[R[i]];
return query(mid + 1, r, k - cur);
}
}
signed main(){
ios_base::sync_with_stdio(false), cin.tie(0), cout.tie(0);
cin >> n >> m;
for(int i = 1; i <= n; i++){
cin >> a[i];
for(int j = i; j <= n; j += lowbit(j)) update(root[j], 0, maxn, a[i], 1);
}
for(int i = 1; i <= m; i++){
char op;
int u, v, k;
cin >> op >> u >> v;
if(op == 'Q'){
cin >> k;
cnt1 = cnt2 = 0;
for(int i = u - 1; i; i -= lowbit(i)) L[++cnt1] = root[i];
for(int i = v; i; i -= lowbit(i)) R[++cnt2] = root[i];
cout << query(0, maxn, k) << endl;
}
else{
for(int i = u; i <= n; i += lowbit(i)) update(root[i], 0, maxn, a[u], -1);
a[u] = v;
for(int i = u; i <= n; i += lowbit(i)) update(root[i], 0, maxn, a[u], 1);
}
}
return 0;
}