无尽

主席树+LCA对于每个点，建一棵该点到根路径上的权值线段树，用主席树搞一搞，对于每个询问(a,b)，记c是他们的LCA，d是c父亲，用siz[a]+siz[b]-siz[c]-siz[d]查找即可- -WA到吐血才发现自己lower_bound里面的cnt打成n了。。。QAQ#include<cstdio>#include<cmath>#include<iostream>#include<al

主席树。主席树大小开太小RE了- -关于主席树大小，自己的估(口)计(胡)：顺便提一下，一般对于一棵n个元素的线段树，因为线段树符合二叉树的性质，所以大小约为2∗n−12*n-1（别开这么小，一般我会开到5∗n5*n左右）对于主席树，在建树的过程中，设正在建第i棵线段树。对于i的每一层（除去第一层和最后一层），都会有两个节点是新的（不行就画图理解），一个指向i-1的对应节点，另一个自己用。所以一棵新

可持久化线段树+二分简要题意：给出l,r,w,在[l,r]中找连续的长度为w的一段，最大化这一段中的最小值。最大化最小值，想到二分，那么check就应当是判断[l,r]内是否存在一段由大于等于二分答案的数所组成的长度≥w的连续区间。如果已经明确了这些数在哪里，这种查询是可以用线段树维护的。再考虑每一次实际上都是应用大于等于二分答案的所有数，删去小于二分答案的所有数。因此只需按数值从大到小维护可持久化

后缀数组+可持久化线段树+二分啊啊啊智商好低，想了好久。一个直观的想法是在s[a…b]中找到和s[c…d]最接近的串，使得height最大。然而一个很烦的事情是s[a…b]存在一个右边界b，意味着我们需要min一个边界值。遇到这种min啊max啊的东西一般考虑强行分类讨论。于是二分一个答案mid，那能贡献mid答案的串开头一定位于s[a…b-mid+1]之中，那边界的条件就没了，这样就可以直接用he

主席树如果没有深度限制的话，显然有一种维护方式：对于每一种点，给自己+1，给同一颜色的前驱和自己的LCA-1，给同一颜色的后继和自己的LCA-1，然后查子树和。加了深度限制就坑爹了。直接用dfs序维护不了，因为询问区间不连续。考虑每一个询问，我们只希望所有深度不超过dep[x]+d的点有贡献，希望上述的维护只针对前几层的点。因此我们考虑按层来预处理信息。然后用一个能资瓷加和查的数据结构。得到算法：对

可持久化树套树发现这是一个多维偏序，可持久化树套树即可。#include<cstdio>#include<algorithm> #define N 100005using namespace std;namespace runzhe2000{ int read() { int r = 0; char c = getchar(); for(;

可持久化线段树+二分注意到如果[l,r]不降，[l,r-1]就肯定也不降，因此如果能对于每一个位置l，找到最远的r满足不降。这样套上主席树问题就搞定了。会降当且仅当此时异或上的a[i]的最高位恰好把当前的这一位从1变成0。因此记f[i][j][0/1]f[i][j][0/1]表示从a[1]开始异或到a[i]，以j为最高位的时候，j从1变成0（或0变成1）有多少次。这样二分以后每一位都判一下即可。O(