主席树--动态区间第k小

主席树--动态区间第\(k\)小

模板题在这里洛谷2617。

先对几个问题做一个总结：

阅读本文需要有主席树的基础，也就是通过区间kth的模板题。

静态整体kth：

sort一下找第k小，时间复杂度\(O(nlogn)\)。

动态整体kth：

权值线段树维护一下，时间复杂度\(O(nlogn)\)。

静态区间kth：

主席树维护，时间复杂度\(O(nlogn)\)。

动态区间kth：

就是本次的标题。

回忆一下主席树是如何维护静态区间kth的。

建立可持久化线段树后，利用前缀和的思想查询区间的kth。

所以我们想对区间kth带修改操作，前缀和是关键。

我们在维护普通前缀和，支持查询和修改操作时，用的是什么数据结构呢？

树状数组/线段树。

所以这时候我们大致有一个概念了，动态主席树和主席树在数据结构上已经多少有点不一样了。

动态主席树：树套树。
静态主席树：可持久化权值线段树。

怎么套是一个问题，但简单想想可以发现，我们在外层维护一颗树状数组，树状数组的每个节点（内层）维护权值线段树（的根节点），可以解决这个问题。

修操作：
- 如果将一个位置的数字\(a_i=x\)修改为\(y\)，那么在外层树状数组上，我们需要修改\(logn\)个节点，同时对于每个节点（代表了一颗权值线段树），分别有\(logn\)个节点受影响，所以修改复杂度为\(O((logn)^2)\)。
查操作：
- 对于每次\([L,R]\)之间的查询，我们先提取这区间的\(logn\)个根节点，然后将问题转换为静态主席树求区间第\(k\)小。
- 时间复杂度为\(O((logn)^2)\)。

所以总的算下来时间复杂度在\(O(n(logn)^2)\)上。

接下来解决一下空间的问题。

我们知道线段树的空间复杂度是\(O(4n)\)的，也就是\(O(n)\)，树状数组的复杂度为\(O(n)\)，那么如此算下来空间复杂度达到了\(O(n^2)\)。

思考一下怎么优化？

我们刚刚计算的空间复杂度，基于对每个节点都把完整的权值线段树开出来。

我们查询/修改操作的规模是\((logn)^2\)级别的。

那是不是可以动态开点。

对于我们能访问到的节点创立节点，对于不能访问到的，就不管了。

附\(luogu2617\)代码。

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int maxn = 1e5+10;
int n, m, a[maxn], b[maxn<<1], len;

struct Query
{
    int op;
    int i, j, k;
}q[maxn];

//1e5的log大概在20左右 20*20=400
int sum[maxn*400];
int ls[maxn*400];
int rs[maxn*400];
int rt[maxn*400];
int tot;

void update_SgT(int &rt, int l, int r, int x, int val)
{
    if(!rt) rt = ++tot;
    if(l == r)
    {
        sum[rt] += val;
        return;
    }
    int mid = (l+r) >> 1;
    if(x <= mid) update_SgT(ls[rt], l, mid, x, val);
    else update_SgT(rs[rt], mid+1, r, x, val);
    sum[rt] = sum[ls[rt]] + sum[rs[rt]];
}

inline int lowbit(int x){
    return x&(-x);
}

void update_BIT(int pos, int x, int val)
{
    for(int i = pos; i <= n; i += lowbit(i))
        update_SgT(rt[i], 1, len, x, val);
}

///提取区间线段树的根节点
int rt1[maxn], rt2[maxn], cnt1, cnt2;
void locate(int l, int r)
{
    cnt1 = cnt2 = 0;
    for(int i = l-1; i; i -= lowbit(i))
        rt1[++cnt1] = rt[i];
    for(int i = r; i; i -= lowbit(i))
        rt2[++cnt2] = rt[i];
}

int ask(int l, int r, int k)
{
    if(l == r) return l;
    int mid = (l+r) >> 1;
    int suml = 0;
    for(int i = 1; i <= cnt1; i++)
        suml -= sum[ls[rt1[i]]];
    for(int i = 1; i <= cnt2; i++)
        suml += sum[ls[rt2[i]]];
    if(suml >= k)
    {
        for(int i = 1; i <= cnt1; i++)
            rt1[i] = ls[rt1[i]];
        for(int i = 1; i <= cnt2; i++)
            rt2[i] = ls[rt2[i]];
        return ask(l, mid, k);
    }
    else
    {
        for(int i = 1; i <= cnt1; i++)
            rt1[i] = rs[rt1[i]];
        for(int i = 1; i <= cnt2; i++)
            rt2[i] = rs[rt2[i]];
        return ask(mid+1, r, k-suml);
    }

}


int main()
{
    scanf("%d%d", &n, &m);
    for(int i = 1; i <= n; i++)
    {
        scanf("%d", &a[i]);
        b[++len] = a[i];
    }

    char op[2];
    for(int i = 1; i <= m; i++)
    {
        scanf("%s", op);
        if(op[0] == 'Q')
        {
            q[i].op = 0;
            scanf("%d%d%d", &q[i].i, &q[i].j, &q[i].k);
        }
        else
        {
            q[i].op = 1;
            scanf("%d%d", &q[i].i, &q[i].k);
            b[++len] = q[i].k;
        }
    }

    //数值离散化
    sort(b+1, b+1+len);
    len = unique(b+1, b+1+len)-b-1;
    for(int i = 1; i <= n; i++)
        a[i] = lower_bound(b+1, b+len+1, a[i])-b;
    for(int i = 1; i <= m; i++)
        if(q[i].op) q[i].k = lower_bound(b+1, b+len+1, q[i].k)-b;

    //建树(动态开点形式)
    for(int i = 1; i <= n; i++)
        update_BIT(i, a[i], 1);

    for(int i = 1; i <= m; i++)
    {
        if(q[i].op)
        {
            update_BIT(q[i].i, a[q[i].i], -1);
            a[q[i].i] = q[i].k;
            update_BIT(q[i].i, q[i].k, 1);
        }
        else
        {
            locate(q[i].i, q[i].j);
            int ans = b[ask(1, len, q[i].k)];
            printf("%d\n", ans);
        }
    }

    return 0;
}

来源：https://www.cnblogs.com/zxytxdy/p/12375599.html

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