DescriptionSolution先用SA，把rank和sa数组弄出来， 现在二分一个mid表示答案，再二分找出在最左和最右边界L,R，使L和R为在rank中，与后缀c的最长公共前缀>=mid，再用主席树找出在这个rank区间内，是否有后缀在原来的序列中在a~(b-mid+1)之间，也就是是否有区间是合法的， 第二个二分可以用RMQ来找最长公共前缀， 复杂度：O(nlog2(n))

Solution题解说用splay来解，我不会，我用贪心， 显然的，在使当前答案最优的同时，也要保证当前做到的最后一个干草的高度最高， 把每个修改后高度一样的干草合成一个块，设每个干草原高度为aia_i，修改后的为bib_i。 我们先来考虑局部的解： 当前做到i， 如果bi−1=aib_{i-1}=a_i，直接合并上去， 如果bi−1>aib_{i-1}>a_i，新

主席树很经典，一般的”k-th number”问题都用它来解决， 主席树的内存存储与可持久化线段树差不多， 但如果要兹瓷修改呢？把有关的点都改一遍？兹瓷修改主席树 觉得兹瓷修改主席树与主席树没有太大的关系用树套树来实现， 内存上的存储外面是树状数组，套一个线段树，（注意，是线段树） 修改就和树状数组的求和修改差不多，只是把普通的加减修改变成了修改对应的线段树， 查询时，我们是先走线段

DescriptionSolution1设一个点的深度为did_i，巡查的时间为WiW_i， 一个人的路径起点为s，LCA为z，终点为t，总共用时T， 把路径拆成向上和向下两段， 那么，如果这个人上升到点x时他被看到，一定符合：ds=dx+Wxd_s=d_x+W_x， 同样，当他下降时如被点x看到，一定符合：dt−T=dx−Wxd_t-T=d_x-W_x 所以每个点的答案就是子树中的某个值

Description有 N 个彩色糖果在平面上。小奇想在平面上取一条水平的线段,并拾起它上方或下方的所有糖果。求出最多能够拾起多少糖果,使得获得的糖果并不包含所有的颜色。Solution1 指向【一大堆常犯的错误、提醒和公式】的第20条； 枚举每个颜色，把向上取和向下取分开讨论， 对于向上取，显然是先找最高的，把它以上的其他颜色点取完，再向这个点在坐标中位置的左边右边分治下去，这个用主席树

DescriptionSolution题目有一个比较显然的性质：因为我们不停的把连续的一段变成一个数的话，那么全局不同的数会越来越少；换句话说，就是如果我们在区间修改时，对于一个数都相同的区间我们才能修改，这样均摊下来复杂度并不是很高，所以，现在的问题就变成了：如何快速求一段数相同的区间内对答案的贡献，设这个区间的值为c，那么只有v小于等于c的三元组才有可能有贡献， 而贡献为多少，则是这个区间被这

Solution发现，那个条件2其实没有用，可以用主席树预处理一下，转为数值在x,y之间， 那么这题就变成了求二维平面上的第k大， 这个用整体二分即可，复杂度：O(nlog(n)2)O(n\log(n)^2)Code#include <cstdio>#include <cstdlib>#include <algorithm>#define fo(i,a,b) for(int i=a;i<=