(0.) 前言
出题出挂了，来好好学主席树了
前置知识
线段树
没了
(1.) 简介
对于使用线段树，我们可以较好地解决“带修改的全局第k大（或小）问题”。但是对于某个区间进行求第k大（或小）操作就不是那么容易了。
(1.1) “可持久化”
可持久化一词在数据结构中十分常见。“可持久化”的意思就是“带有历史版本的”数据结构。而在我们所接触到的基本数据结构中（如数组、并查集、平衡树等）都有各自的可持久化版本。
(1.2) 主席树的引出
主席树，又名 “可持久化线段树”。至于为什么叫“主席树”我也不是特别明白。其基本状态就是一个可以查询多个历史版本的线段树。
(1.3) 模板题
题目背景
这是个非常经典的主席树入门题——静态区间第 (k) 小
题目描述
如题，给定 (n) 个整数构成的序列，将对于指定的闭区间查询其区间内的第 (k) 小值。
输入格式
第一行包含两个正整数 (n,m)，分别表示序列的长度和查询的个数。
第二行包含 (n) 个整数，表示这个序列各项的数字。
接下来 mm 行每行包含三个整数 (l,r,k) , 表示查询区间 ([l,r]) 内的第 (k) 小值。
输出格式
输出包含 (m) 行，每行一个整数，依次表示每一次查询的结果
(2.) 主席树
(2.1) 朴素思想
根据上文所说，主席树就是带有历史版本的线段树。如果要维护历史版本，最普通的思想就是建立多个完整的线段树，并在其上面进行操作。
但是很明显这个方案是不可行的。对于一个时间复杂度在 (O(nlogn)) 级别上的算法来说，数据通常在 (10^5 - 10^6)。如果维护的历史版本过多，会导致空间复杂读过大(每个历史版本的空间都在 (n<<2) 即 (n*4) 的级别上)。
(2.2) 正解
对于每次修改，几乎没有对全局所有节点的修改。所以在进行修改时我们只需要将被修改的点建立一个新的“存档”就可以完成修改。
一般的我们只需要新建从根开始向下经过的每一个点就行了。（如下图所示）
(2.3) 模板题解决思路
模板题要求查询区间内第k小。根据以往经验我们可以选择运用“权值线段树”解决问题。
对于题目要求的区间查询，我们可以运用前缀和的思想解决问题，即用 $ [1,l-1] $ 中的数据与 ([1,r]) 中的数据做差得出区间内的“权值线段树”（而不用以爆炸的复杂度为每次询问建树）
(2.3) 代码实现（以模板题为例）
主席树的建立
对于主席树我们并不能像线段树那样通过公式（(ls=now<<1, rs=now<<1|1)）计算出其左右儿子的下标，所以我们就需要建立起数组（或结构体解决）记录节点信息
const int N=2e5+15;
int rt[N],ls[N<<5],rs[N<<5],sum[N<<5],tot;
然后就是建树了。
建树的时候对于模板题我们需要先建一个空的树，作为以后修改的基准点。
void build(int &o,int l,int r){
o=++tot;
if(l==r) return;
int mid=(l+r)>>1;
build(ls[o],l,mid);
build(rs[o],mid+1,r);
}
（真的和线段树建树一模一样呢（大雾））
修改
我们知道，对于一颗树，如果想要从根访问某个叶子节点，我们需要经过一条链。由于在线段树的单点修改中，我们经过链上的点都需要被修改，所以我们只需要增加这一条链的副本即可。
inline int modify(int o,int l,int r,int p){
int oo=++tot;
ls[oo]=ls[o],rs[oo]=rs[o],sum[oo]=sum[o]+1;
if(l==r) return oo;
int mid=(l+r)>>1;
if(p<=mid) ls[oo]=modify(ls[oo],l,mid,p);
else rs[oo]=modify(rs[oo],mid+1,r,p);
return oo;
}
模板题的查询
模板题的查询和线段树的基本相同。在查询的时候可以想象一颗线段树，每个节点的值是以 (rt[r]) 为根的线段树相应节点的值减去 (rt[l-1]) 为根的线段树相应节点的值（可以类比前缀合理解）
对于这样一个线段树就可以运用已有知识解决。
inline int query(int L,int R,int l,int r,int k){
int ans,mid=(l+r)>>1,x=sum[ls[R]]-sum[ls[L]];
if(l==r) return l;
if(x>=k) ans=query(ls[L],ls[R],l,mid,k);
else ans=query(rs[L],rs[R],mid+1,r,k-x);
return ans;
}
(3.) 最重要的应用之一 —— 可持久化数组
主席树可以较好地维护一个“支持查询历史版本的”线段树，对于可持久化数组我们可以利用其支持历史版本的特点，实现可持久化
(3.1) 模板题
题目描述
如题，你需要维护这样的一个长度为 NN 的数组，支持如下几种操作
在某个历史版本上修改某一个位置上的值
访问某个历史版本上的某一位置的值
此外，每进行一次操作（对于操作2，即为生成一个完全一样的版本，不作任何改动），就会生成一个新的版本。版本编号即为当前操作的编号（从1开始编号，版本0表示初始状态数组）
输入格式
输入的第一行包含两个正整数 (N,M), 分别表示数组长度和操作的个数
第二行包含 (N) 个整数，依次为初始状态下数组各位的值 (依次为 (a_i), (1leq i leq N) )
接下来 (M) 行包含 (3) 或 (4) 个整数，代表两种操作之一 ((i) 为基于的历史版本号)：
(1.) 对于操作 (1) , 格式为 $ v_i 1 loc_i value_i$ 即在版本 (v_i) 的基础上， 将 (a_{loc_i}) 修改为 (value_i)
(2.) 对于操作 (2) , 格式为 $ v_i 2 loc_i $ 即访问版本 (v_i) 中 (a_{loc_i}) 的值， 生成一样版本的对象应为 (v_i)
输出格式
输出包含若干行，依次为每个操作 (2) 的结果。
(3.2) 解决思路
利用主席树解决
我们可以原数组存放在(rt[0])的树的叶子节点，对于每一次修改直接修改即可
(3.3) 代码
#include<cstdio>
#include<cstdlib>
#include<cstring>
#include<cctype>
#include<algorithm>
#include<cmath>
#include<queue>
using namespace std;
#define rg register
#define ll long long
#define ull unsigned long long
namespace Enterprise{
inline int read(){
rg int s=0,f=0;
rg char ch=getchar();
while(not isdigit(ch)) f|=(ch=='-'),ch=getchar();
while(isdigit(ch)) s=(s<<1)+(s<<3)+(ch^48),ch=getchar();
return f?-s:s;
}
const int N=1e6+15;
int val[N<<5],rt[N],ls[N<<5],rs[N<<5],a[N],tot;
int n,m;
inline int build(int l,int r){
int o=++tot;
if(l==r){ val[o]=a[l];return o; }//遍历到叶子节点赋值
int mid=(l+r)>>1;
ls[o]=build(l,mid);
rs[o]=build(mid+1,r);
return o;
}
inline int change(int pre,int l,int r,int x,int v){
int o=++tot;
ls[o]=ls[pre],rs[o]=rs[pre],val[o]=val[pre];
if(l==r){
val[o]=v;//在叶子节点处修改
return o;
}
int mid=(l+r)>>1;
if(x<=mid) ls[o]=change(ls[pre],l,mid,x,v);
else rs[o]=change(rs[pre],mid+1,r,x,v);
return o;
}
inline int query(int now,int l,int r,int x){//与正常线段树单点查询无异
if(l==r) return val[now];
int mid=(l+r)>>1;
if(x<=mid) return query(ls[now],l,mid,x);
else return query(rs[now],mid+1,r,x);
}
inline void main(){
n=read(),m=read();
for(rg int i=1;i<=n;i++) a[i]=read();
rt[0]=build(1,n);
for(rg int i=1;i<=m;i++){
int ver=read(),opt=read(),x=read();
if(opt==1){
int v=read();
rt[i]=change(rt[ver],1,n,x,v);
}else{
rt[i]=rt[ver];//直接将当前版本节点编号赋成要求的版本编号。这样可以快捷地完成新建立一个和v_i相同的版本
printf("%d
",query(rt[ver],1,n,x));
}
}
}
}
signed main(){
Enterprise::main();
return 0;
}
(4.) 主席树时空复杂度分析
(4.1) 时间复杂度
主席树的基本操作的线段树思想大体一致，时间复杂度也基本一致。
对于建树，时间复杂度为 (O(nlogn))
由于这里查询和修改都是单点操作，所以时间复杂度为 (O(logn))
所总体时间复杂度基本为 (O((m+n)logn))
(4.2) 空间复杂度
对于 (rt[0]) 来说，空间复杂度=正常线段树空间复杂度，即最坏 (O(4n))
对于每次修改，由于仅修改了 (logn) 个节点，所以所有新建版本的最坏复杂度为 (O(mlogn))
(4.3) 小声bb
一般的对于所有节点及其对应值（如节点值，左右儿子等）我们可以开20倍空间，或者 (maxn<<5) 处理。 各位大佬肯定已经知道了。