线段树的代码模板(补充中)
2016-07-20 14:55
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简单的区间查询和点修改,代码来自hdoj 1166
延迟标记的区间更新方法,参考http://blog.csdn.net/u012860063/article/details/38322283
区间更新是指更新某个区间内的叶子节点的值,因为涉及到的叶子节点不止一个,而叶子节点会影响其相应的非叶父节点,那么回溯需要更新的非叶子节点也会有很多,如果一次性更新完,操作的时间复杂度肯定不是O(lgn),例如当我们要更新区间[0,3]内的叶子节点时,需要更新除了叶子节点3,9外的所有其他节点。为此引入了线段树中的延迟标记概念,这也是线段树的精华所在。
延迟标记:每个节点新增加一个标记,记录这个节点是否进行了某种修改(这种修改操作会影响其子节点),对于任意区间的修改,我们先按照区间查询的方式将其划分成线段树中的节点,然后修改这些节点的信息,并给这些节点标记上代表这种修改操作的标记。在修改和查询的时候,如果我们到了一个节点p,并且决定考虑其子节点,那么我们就要看节点p是否被标记,如果有,就要按照标记修改其子节点的信息,并且给子节点都标上相同的标记,同时消掉节点p的标记。
因此需要在线段树结构中加入延迟标记域,本文例子中我们加入标记与add,表示节点的子孙节点在原来的值的基础上加上add的值,同时还需要修改创建函数build()和 查询函数 query(),其中区间更新的函数为update();
区间更新举例说明:当我们要对区间[0,2]的叶子节点增加2,利用区间查询的方法从根节点开始找到了非叶子节点[0-2],把它的值设置为1+2 = 3,并且把它的延迟标记设置为2,更新完毕;当我们要查询区间[0,1]内的最小值时,查找到区间[0,2]时,发现它的标记不为0,并且还要向下搜索,因此要把标记向下传递,把节点[0-1]的值设置为2+2 = 4,标记设置为2,节点[2-2]的值设置为1+2 = 3,标记设置为2(其实叶子节点的标志是不起作用的,这里是为了操作的一致性),然后返回查询结果:[0-1]节点的值4;当我们再次更新区间[0,1](增加3)时,查询到节点[0-1],发现它的标记值为2,因此把它的标记值设置为2+3 = 5,节点的值设置为4+3 = 7;
其实当区间更新的区间左右值相等时([i,i]),就相当于单节点更新,单节点更新只是区间更新的特例。
#include <bits/stdc++.h> using namespace std; const int maxn=50001; int segTree[4*maxn+1];//保存线段树 int mark[maxn],n;//mark为输入的数据 void build(int node,int beg,int e)//建树的过程 { if(beg==e) segTree[node]=mark[beg]; else { build(2*node,beg,(beg+e)/2); build(2*node+1,(beg+e)/2+1,e); // segTree[node]=segTree[2*node]+segTree[2*node+1];求和 if(segTree[2*node]<=segTree[2*node+1])//求最小值 segTree[node]=segTree[2*node]; else segTree[node]=segTree[2*node+1]; } } int query(int node,int beg,int e,int le,int ri)//区间查询beg和e分别为原来输入数据的区间,le和ri为线段树区间 { int p1,p2; if(le>e||ri<beg) return 0; if(beg>=le&&e<=ri) return segTree[node]; p1=query(2*node,beg,(beg+e)/2,le,ri); p2=query(2*node+1,(beg+e)/2+1,e,le,ri); if(p1==-1) return p2; if(p2==-1) return p1; if(p1<=p2) return p1;//最小值 // return p2+p1;//求和 } void add(int node,int beg,int e,int ind,int a)//把mark[ind]上的值增加a { if(beg==e) { // cout<<beg<<" "<<node<<" "<<ind<<endl; segTree[node]+=a; return; } int m=(beg+e)/2; if(ind<=m) add(node*2,beg,m,ind,a); else add(node*2+1,m+1,e,ind,a); // segTree[node]=segTree[node*2]+segTree[node*2+1];求和 segTree[node]=min(segTree[node*2],segTree[node*2+1]);//最小值 } void sub(int node,int beg,int e,int ind,int s)//把mark[ind]上的值减去s { if(beg==e) { segTree[node]-=s; return; } int m=(beg+e)/2; if(ind<=m) sub(node*2,beg,m,ind,s); else sub(node*2+1,m+1,e,ind,s); // segTree[node]=segTree[node*2]+segTree[node*2+1]; segTree[node]=min(segTree[node*2],segTree[node*2+1]); } int main() { ios::sync_with_stdio(false); int t,a,b,k=1; cin>>t; string s; while(t--) { cout<<"Case "<<k++<<":"<<endl; cin>>n; for(int i=1;i<=n;i++) cin>>mark[i];//输入值的过程 build(1,1,n); while(true) { cin>>s; if(s=="End") break; if(s=="Query") { cin>>a>>b; cout<<query(1,1,n,a,b)<<endl;//查询过程 } else { cin>>a>>b; if(s=="Add") add(1,1,n,a,b); else sub(1,1,n,a,b); } } } return 0; }
延迟标记的区间更新方法,参考http://blog.csdn.net/u012860063/article/details/38322283
区间更新是指更新某个区间内的叶子节点的值,因为涉及到的叶子节点不止一个,而叶子节点会影响其相应的非叶父节点,那么回溯需要更新的非叶子节点也会有很多,如果一次性更新完,操作的时间复杂度肯定不是O(lgn),例如当我们要更新区间[0,3]内的叶子节点时,需要更新除了叶子节点3,9外的所有其他节点。为此引入了线段树中的延迟标记概念,这也是线段树的精华所在。
延迟标记:每个节点新增加一个标记,记录这个节点是否进行了某种修改(这种修改操作会影响其子节点),对于任意区间的修改,我们先按照区间查询的方式将其划分成线段树中的节点,然后修改这些节点的信息,并给这些节点标记上代表这种修改操作的标记。在修改和查询的时候,如果我们到了一个节点p,并且决定考虑其子节点,那么我们就要看节点p是否被标记,如果有,就要按照标记修改其子节点的信息,并且给子节点都标上相同的标记,同时消掉节点p的标记。
因此需要在线段树结构中加入延迟标记域,本文例子中我们加入标记与add,表示节点的子孙节点在原来的值的基础上加上add的值,同时还需要修改创建函数build()和 查询函数 query(),其中区间更新的函数为update();
void PushUp(int rt) //把当前结点的信息更新到父结点 { sum[rt] = sum[rt<<1] + sum[rt<<1|1]; } void PushDown(int rt,int len)//把当前结点的信息更新给儿子结点,len为分区间长度 {//对某一个区间进行改变,如果被标记了,在查询的时候就得把改变传给子节点,因为查询的并不一定是当前区间 if (add[rt])//已经标记过,该区间被改变过 { //因为rt的儿子节点可能被多次延迟标记,并且rt的儿子节点的延迟标记没有向rt的孙子节点移动,所以用“+=” add[rt<<1] += add[rt]; add[rt<<1|1] += add[rt]; /*此处用add[rt]乘以区间长度,不是add[rt<<1], 因为rt的儿子节点如果被 多次标记,之前被标记时, 就已经对sum[rt<<1]更新过了。 */ sum[rt<<1] += add[rt] * (len - (len >> 1));//更新左儿子的和 sum[rt<<1|1] += add[rt] * (len >> 1);//更新右儿子的和 add[rt] = 0;//将标记向儿子节点移动后,父节点的延迟标记去掉 ,传递后,当前节点标记域清空 } } void build(int l,int r,int rt) { add[rt] = 0;//初始化为所有结点未被标记 if (l == r) { scanf("%lld",&sum[rt]); return ; } int mid = (l + r) >> 1; build(lson); build(rson); PushUp(rt); } void update(int L,int R,int c,int l,int r,int rt) { if (L <= l && r <= R) { add[rt] += c; sum[rt] += (LL)c * (r - l + 1);//更新代表某个区间的节点和,该节点不一定是叶子节点 return ; } /*当要对被延迟标记过的这段区间的儿子节点进行更新时,先要将延迟标记向儿子节 点移动 当然,如果一直没有对该段的儿子节点更新,延迟标记就不需要向儿子节点移动,这样就 使更新操作的时间复杂度仍为O(logn),也是使用延迟标记的原因。 */ PushDown(rt , r - l + 1);//----延迟标志域向下传递 int mid = (l + r) >> 1; if (L <= mid) update(L , R , c , lson);//更新左儿子 if (mid < R) update(L , R , c , rson);//更新右儿子 PushUp(rt);//向上传递更新和 } LL query(int L,int R,int l,int r,int rt) { if (L <= l && r <= R) { return sum[rt]; }//要取rt子节点的值时,也要先把rt的延迟标记向下移动 PushDown(rt , r - l + 1); int mid = (l + r) >> 1; LL ret = 0; if (L <= mid) ret += query(L , R , lson); if (mid < R) ret += query(L , R , rson); return ret; }
区间更新举例说明:当我们要对区间[0,2]的叶子节点增加2,利用区间查询的方法从根节点开始找到了非叶子节点[0-2],把它的值设置为1+2 = 3,并且把它的延迟标记设置为2,更新完毕;当我们要查询区间[0,1]内的最小值时,查找到区间[0,2]时,发现它的标记不为0,并且还要向下搜索,因此要把标记向下传递,把节点[0-1]的值设置为2+2 = 4,标记设置为2,节点[2-2]的值设置为1+2 = 3,标记设置为2(其实叶子节点的标志是不起作用的,这里是为了操作的一致性),然后返回查询结果:[0-1]节点的值4;当我们再次更新区间[0,1](增加3)时,查询到节点[0-1],发现它的标记值为2,因此把它的标记值设置为2+3 = 5,节点的值设置为4+3 = 7;
其实当区间更新的区间左右值相等时([i,i]),就相当于单节点更新,单节点更新只是区间更新的特例。
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