YEAH!我也是一个AC主席树模板的人了!

其实是个半吊子

我将尽量详细的讲出我的想法。

主席树太难,我们先搞普通线段树好了

普通线段树怎么做?我的想法是查询K次最小值,每次查完把查的数改成INF,查完再改回来。。。

MDZZ

于是就有了主席树。

先不考虑主席树,我们来考虑一个奇特的线段树。

一般的线段树,数列位置是下标,而把数列维护值作为线段树中存的元素。

那我们如果反过来,把数列元素当做线段树的下标。。。???

比如说数列【4 2 3 1】

如果线段树的下标是1、2、3、4.。。。。。?

那  在数据离散之后

我们要查第K大的数是不是比较简单。。。

NIUBI!

主席树同理。主席树的每一个节点都是一颗线段树,也就是说对【1~n】的每个前缀建一棵线段树,线段树的每一个节点存前缀【1~i】中属于【L~R】的数有多少个。比如根节点是[1..n],一共i个数,sum[root] = i;根节点的左儿子是[1..(L+R)/2],若不大于(L+R)/2的数有x个,那么sum[root.left] = x)。若要查找[i..j]中第k大数时,设某结点x,那么x.sum[j] - x.sum[i - 1]就是[i..j]中在结点x内的数字总数。而对每一个前缀都建一棵树,会MLE,观察到每个[1..i]和[1..i-1]只有一条路是不一样的,那么其他的结点只要用回前一棵树的结点即可,时空复杂度为O(nlogn)。

那主席树怎么做这道题呢?

最一开始建一棵空的线段树,也就是最开始的主席树。设这第0棵线段树的根节点为rt[0],

然后一个个把原序列元素加到对应位置。

比如我们刚举的那个例子,图片如下

就像这样。观察到节点4、5、6、7对应原序列值域1~4。原序列前缀【1~0】中每个节点的值都是0.

更新时可以发现只有一条路上的节点值有改变,于是新的线段树只需要自己新建logn个节点,其他的可以从旧线段树搬来:

可以看到新的线段树使用了一部分旧线段树的节点,因为这些节点没有任何改动,新建太浪费空间时间。

这样我们得到区间[l, r]的数要查询第k大便很容易了,设左节点中存的个数为cnt,当k<=cnt时,我们直接查询左儿子中第k小的数即可,如果k>cnt,我们只要去查右儿子中第k-cnt小的数即可,这边是一道很简单的线段树了。就如查找[1, 3]的第2小数,从根节点1向下搜,发现左儿子2的个数为1,1<2,所有去右儿子3中搜第2-1级第1小的数,然后再往下搜,发现左儿子6便可以了,此时已经搜到底端,所以直接返回节点6维护的值3即可就可以了。

附上代码

#include<cstdio>
#include<cctype>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#define mid ((l+r)>>1)
using namespace std;
inline long long read(){
long long num=,f=;
char ch=getchar();
while(!isdigit(ch)){
if(ch=='-') f=-;
ch=getchar();
}
while(isdigit(ch)){
num=num*+ch-'';
ch=getchar();
}
return num*f;
} long long *que;
long long *f;
long long *rt;
long long *ls;
long long *rs;
long long *sum;
long long tot;
long long *d;
void build(long long int &o,int l,int r){
o=++tot;
sum[o]=;
if(l==r) return;
build(ls[o],l,mid);
build(rs[o],mid+,r);
} void update(long long &o,int l,int r,int last,long long p){
o=++tot;
ls[o]=ls[last];
rs[o]=rs[last];
sum[o]=sum[last]+;
if(l==r) return;
if(p<=mid) update(ls[o],l,mid,ls[last],p);
else update(rs[o],mid+,r,rs[last],p);
} long long query(int from,int to,int l,int r,long long k){
if(l==r) return l;
long long cnt=sum[ls[to]]-sum[ls[from]];
if(k<=cnt) return query(ls[from],ls[to],l,mid,k);
else return query(rs[from],rs[to],mid+,r,k-cnt);
} struct Que{
int ID,tme;
bool operator <(const Que &a)const{
return tme<a.tme;
}
}e[];
int Ans[][]; int cc=;
int ss;
int main(){
int m=read(),n=read();
que=new long long[m+];
f=new long long[m+];
rt=new long long [m*];
ls=new long long [m*];
rs=new long long [m*];
sum=new long long [m*];
d=new long long [m*];
for(int i=;i<=m;++i){
que[i]=read();
f[i]=d[i]=que[i];
}
sort(f+,f+n+);
int size=unique(f+,f+n+)-(f+);
build(rt[],,size);
for(int i=;i<=m;++i) que[i]=lower_bound(f+,f+size+,que[i])-f;
for(int i=;i<=n;++i) e[i]=(Que){i,read()};
sort(e+,e+n+);
for(int i=;i<=n;++i){
int tme=e[i].tme,ID=e[i].ID;
while(cc<=tme){
update(rt[cc],,size,rt[cc-],que[cc]);
cc++;
}
int ans=query(rt[],rt[tme],,size,++ss);
Ans[ID][]=f[ans];
Ans[ID][]=;
}
for(int i=;i<=n;++i)
if(Ans[i][])
printf("%d\n",Ans[i][]);
return ;
}

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