这是第二道树套树的题了，如果说是树套树的板子题，其实也不过分，毕竟树套树应该算是数据结构，乃至整个OI里，最难写的之一
这种嵌套形式比较好理解，用线段树来与要查询的区间对齐 ，在每一个线段树节点（区间）内建立一棵平衡树来维护区间内的这些数据
其实刚开始我一直不明白，树套树，两层树都有信息，是不是要同步记录一起维护？其实不是这样的
我们回想替罪羊树套权值线段树，实现动态区间的第k大查询，我们外层平衡树的子树节点数信息是依靠内层权值线段树的sum来维护的
也就是说我要把主要维护的信息放在内层树，而其他的东西放在外面？
有时候是这样的，就比如这道题，所有的操作都是平衡树操作，那么肯定节点信息就都放在平衡树里了，这里的线段树只是一个和一棵棵平衡树对齐的架子而已，没有灵魂
但是可能以后做题多了就会知道，什么安排在内层树，什么安排在外层
扯远了。。
这道题比平衡树在外面的好理解很多，平衡树在外面里面的东西感觉乱乱的，都得拆了拼拼了拆。。
const int maxn=200005; const int maxm=3000005; const int INF=100000000; int n,m,sz,tmp; int a[maxn],s[maxm],w[maxm],v[maxm],rnd[maxm],lch[maxm],rch[maxm],root[maxn];
序列长度为n，m个询问，sz是平衡树节点数，tmp是全局变量（这个学会了）
a是初始的数据数组，s是平衡树子树节点数，w是平衡树每个节点的权，v是平衡树每个节点的值，rnd是Treap的标志来维护优先级堆结构的，lch和rch是平衡树的，root是每一线段树节点对应的平衡树的根
建树，建外层的线段树，那个空壳
void build(int k,int l,int r,int x,int num) { insert(root[k],num); if(l==r) return; int mid=(l+r)>>1; if(x<=mid) build(k<<1,l,mid,x,num); else build(k<<1|1,mid+1,r,x,num); }
我们看到线段树的每一个节点都插入了一个平衡树节点，也就是线段树的每一个区间都对应了一个平衡树
然后这里的线段树不是像上一题那样散称链表的，可以直接2k，2k+1了，数组无敌（如果写垃圾回收可能还得那么干）
在k这个线段树节点所引出来的平衡树的根是root[k],然后我们看一下往root[k]这棵树里面插入一个数，怎么搞的
void insert(int &k,int num) { if(k==0) {k=++sz;s[k]=w[k]=1;v[k]=num;rnd[k]=rand();return;} s[k]++; if(num==v[k]) w[k]++; else if(num<v[k]) { insert(lch[k],num); if(rnd[lch[k]]<rnd[k]) rturn(k); } else { insert(rch[k],num); if(rnd[rch[k]]<rnd[k]) lturn(k); } }
这里超级简单，裸的Treap插入，具体细节详见本博客重量平衡树值Treap那篇
本题的左旋右旋和更新s数组的函数也奉上：
void update(int k) { s[k]=s[lch[k]]+s[rch[k]]+w[k]; } void rturn(int &k) { int t=lch[k]; lch[k]=rch[t]; rch[t]=k; s[t]=s[k]; update(k); k=t; } void lturn(int &k) { int t=rch[k]; rch[k]=lch[t]; lch[t]=k; s[t]=s[k]; update(k); k=t; }
像这种LL,RR，几乎就是固定的，如果一时理解不了，就在纸上画画
第一个查询，得到k数的排名
void ask_rank(int k,int num) { if(k==0) return; if(num==v[k]) {tmp+=s[lch[k]];return;} else if(num<v[k]) ask_rank(lch[k],num); else {tmp+=s[lch[k]]+w[k];ask_rank(rch[k],num);} } void get_rank(int k,int l,int r,int x,int y,int num) { if(l==x&&r==y) {ask_rank(root[k],num);return;} int mid=(l+r)>>1; if(mid>=y) get_rank(k<<1,l,mid,x,y,num); else if(mid<x) get_rank(k<<1|1,mid+1,r,x,y,num); else { get_rank(k<<1,l,mid,x,mid,num); get_rank(k<<1|1,mid+1,r,mid+1,y,num); } }
简介一下，线段树找到对应区间，然后直接在对应平衡树里找，因为是找排名，这里巧妙利用了tmp和s[]来记录结果
查询排名为x的数
void get_index(int x,int y,int z) { int l=0,r=INF,ans; while(l<=r) { int mid=(l+r)>>1; tmp=1;get_rank(1,1,n,x,y,mid); if(tmp<=z) {l=mid+1;ans=mid;} else r=mid-1; } printf("%d\n",ans); }
这个就不能那么干了，所以借助get_rank，二分出来就可以了，还是这种二分法舒服
接着是修改，纯粹的区间点修改
void change(int k,int l,int r,int x,int num,int y) { del(root[k],y); insert(root[k],num); if(l==r) return; int mid=(l+r)>>1; if(x<=mid) change(k<<1,l,mid,x,num,y); else change(k<<1|1,mid+1,r,x,num,y); }
由于我改一个点，这个点要影响到logn个线段树节点，每个线段树节点都要有一棵平衡树
所以这里得递归了，改其实就是纯粹改这logn个平衡树了，先删值，再插值
删除的给出来：
void del(int &k,int num) { if(v[k]==num) { if(w[k]>1){w[k]--;s[k]--;return;} if(lch[k]*rch[k]==0) k=lch[k]+rch[k]; else if(rnd[lch[k]]<rnd[rch[k]]){rturn(k);del(k,num);} else {lturn(k);del(k,num);} } else if(num<v[k]){del(lch[k],num);s[k]--;} else {del(rch[k],num);s[k]--;} }
这里的删除也是模板
查前驱，我有必要理解一下这里的max函数是个啥了，或者说前驱是个啥
void before(int k,int num) { if(k==0) return; if(v[k]<num) {tmp=max(v[k],tmp);before(rch[k],num);} else before(lch[k],num); } void ask_before(int k,int l,int r,int x,int y,int num) { if(l==x&&r==y){before(root[k],num);return;} int mid=(l+r)>>1; if(mid>=y) ask_before(k<<1,l,mid,x,y,num); else if(mid<x) ask_before(k<<1|1,mid+1,r,x,y,num); else { ask_before(k<<1,l,mid,x,mid,num); ask_before(k<<1|1,mid+1,r,mid+1,y,num); } }
还是很容易看懂的，一个线段树区间查询，一个平衡树内求前驱
树套树就是麻烦，求答案得合并，很蛋疼，还是得借助tmp数组
当然，求后继是对称的
void after(int k,int num) { if(k==0) return; if(v[k]>num) {tmp=min(v[k],tmp);after(lch[k],num);} else after(rch[k],num); } void ask_after(int k,int l,int r,int x,int y,int num) { if(l==x&&r==y) {after(root[k],num);return;} int mid=(l+r)>>1; if(mid>=y) ask_after(k<<1,l,mid,x,y,num); else if(mid<x) ask_after(k<<1|1,mid+1,r,x,y,num); else { ask_after(k<<1,l,mid,x,mid,num); ask_after(k<<1|1,mid+1,r,mid+1,y,num); } }
这道树套树之二结束了，我要去进攻线段树套权值线段树了（顺便进攻一下嵌套版的二维线段树，四分树的是有毒）