周中训练笔记11——线段树总结

   线段树专题接近尾声了，是时候总结一波了，说来惭愧，线段树专题差不多都是参照题解才做出来的，虽然知道是套模板但是具体细节真的很拿人啊。。。

       主要总结一下线段树的模板吧，题目的代码实现都要以模板为框架构造：

       首先提出一个问题： 

给你n个数，有两种操作：

1：给第i个数的值增加X

2：询问区间[a,b]的总和是什么？

输入描述

输入文件第一行为一个整数n，接下来是n行n个整数，表示格子中原来的整数。接下一个正整数q，再接

下来有q行，表示q个询问，第一个整数表示询问代号，询问代号1表示增加，后面的两个数x和A表示给

位置X上的数值增加A，询问代号2表示区间求和，后面两个整数表示a和b，表示要求[a,b]之间的区间和。

样例输入

4

7 6 3 5

2

1 1 4

2 1 2

样例输出

17

数据范围

1 <= n,q <= 100000

看到这个问题，最朴素的想法是用一个数组模拟，求和时 [ a , b ]中逐个累加 ， 最后输出 。

但是，由于数据量比较大，时间复杂度太高，时间上无法承受。

这时我们可以用线段树( Segment Tree )，这种特殊的数据结构解决这个问题。

那么什么是线段树呢？

这就是一棵典型的线段树

一 般的线段树上的每一个节点T[a , b]，代表该节点维护了原数列[ a , b ]区间的信息。对于每一个节点他至少有

三个信息：左端点，右端点，我们需要维护的信息（在本题中我们维护区间和）。由于线段树是一个二叉树，而且是一个平衡二叉树，如果当前结点的编号是i，左端点为L ，右端点为 R ， 那么左儿子的 编号为 i*2 ，左端点为 L ，右端点为 （L + R)/2 ; 同理右儿子的 编号为 i*2+1，左端点为（L+R)/2 ，右端点为 R

。如果当前结点的左端点等于右端点，那么该节点就是叶子节点，直接在该节点赋值即可。显然线段树是递归定义的。

线段树就是这样一种数据结构，讲一个大区间分为若干个不相交的区间，每次维护都在小区间上处理，并且查

询也在这些被分解的区间中信息合并出我们需要的结果，这就是线段树高效的原因。

线段树的存储：

线段树的存储可用链表和数组模拟。（采用数组写法，便于理解）

1.链表存储：

struct node

{

    int Left, Right;

    node *Leftchild , *Rightchild;

 };

2.数组模拟

struct Tree

{

    int l, r;

    long long sum;

} tr[maxN << 2];

注意：数组的空间要开四倍大小，防止访问越界，（理论上大于maxN的最小2x的两倍)

 

建树：

线段树的构建是自顶点而下，即从根节点开始递归构建，根据线段树定义，当左端点等于右端点时（达到递归边界），直接赋值即可，回溯时也要维护区间，代码如下：

void Build_Tree ( int x , int y , int i )

{

    tr[i].l = x;

    tr[i].r = y;

    if( x == y )tr[i].sum = a[x] ; //找到叶子节点，赋值

    else

    {

        ll mid = (tr[i].l tr[i].r ) >> 1 ;

        Build_Tree ( x , mid , i << 1); //左子树

        Build_Tree ( mid + 1 , y , i << 1 | 1); //右子树

        tr[i].sum = tr[i << 1].sum + tr[i << 1 | 1].sum; //回溯维护区间和

    }

}

维护树：

维护树的方法也很好理解，如果目标更新节点在左儿子里，去左儿子中查找；反之，在右儿子中。不断递归，知道找到需要维护的节点，更新它，回溯是一路更新回来。这就是维护的过程，代码如下：

void Update_Tree ( int q , int val , int i )

{

    if(tr[i].l == q && tr[i].r == q) //找到需要修改的叶子节点

    {

        tr[i].sum = val ; //更新当前结点

    }

    else //当前结点是非叶子结点

    {

        long long mid = (tr[i].l tr[i].r ) >> 1 ; //取中间

        if ( q <= mid ) //目标节点在左儿子中

        {

            Update_Tree ( q , val , i << 1 );

        }

        else if( q > mid ) //目标节点在右儿子中

        {

            Update_Tree ( q , val , i << 1 | 1 );

        }

        tr[i].sum = tr[i << 1].sum + tr[i << 1 | 1].sum; //回溯

    }

}

查询树：

题目中让我们查询区间求和，不难想到如果当前结点的区间完全被目标区间包含，直接返回当前结点的sum值，

否则分类讨论。具体过程通过以下代码理解：

long long Query_Tree ( int q , int w , int i )

{

    if ( q <= tr[i].l && w >= tr[i].r ) return tr[i].sum; //当前结点的区间完全被目标区间包含

    else

    {

        long long mid = (tr[i].l tr[i].r) >> 1;

        if( q > mid ) //完全在左儿子

        {

            return Query_Tree ( q , w , i << 1 | 1);

        }

        else if (w <= mid ) //完全在右儿子

        {

            return Query_Tree ( q , w , i << 1);

        }

        else //目标区间在左右都有分布

        {

            return Query_Tree ( q , w , i << 1) + Query_Tree ( q , w , i << 1 | 1 );

        }

    }

}

主程序：

int main ( )

{

    int N, M, q, val, l, r;

    scanf("%d", &N);

    for ( int i = 1 ; i <= N ; i++ )scanf("%d", &a[i]);

    Build_Tree ( 1 , N , 1);

    cin >> M ;

    while (M--)

    {

        int op ;

        cin >> op ;

        if ( op == 1 )

        {

            scanf("%d%d", &q, &val);

            Update_Tree ( q , val , 1);

        }

        else

        {

            scanf("%d%d", &l, &r);

            printf("%lld\n", Query_Tree ( l , r, 1 ));

        }

    }

    return 0 ;

}

线段树的性质：

假设线段树处理的数列长度为N，那么总结点数不超过2*N（满二叉树是最大情况）；

线段分解数量级：线段树能把任意一条长度为M的线段分为不超过2Log2（M）条线段（我们知道一个很大的数，Log一下就变小了），这条性质使线段树的查询与修改复杂度都在O(Log2(n))的范围内解决。

由于线段树是一颗二叉树，深度约为Log2(N)左右。

综上，线段树空间消耗O(n),由于它深度性质，使它在解决问题上有较高的效率。