虽然说：“一般普及组集训不会讲线段树，所以即便听不懂，也没有什么关系。”

但是我们也必须学好。

线段树是快速的查找某一个节点在若干条线段中出现的次数，RMQ也常常使用线段树来实现。

线段树是一种二叉搜索树，与区间树相似，它将一个区间划分成一些单元区间，每个单元区间对应线段树中的一个叶结点。
使用线段树可以快速的查找某一个节点在若干条线段中出现的次数，时间复杂度为O(logN)。而未优化的空间复杂度为2N，实际应用时一般还要开4N的数组以免越界，因此有时需要离散化让空间压缩。
—— 百度百科

eg1:《动态成绩查询》

一个班里有n名学生，他们的学号是1~n

起初，所有人的成绩都是0，有m次操作。

给x加分或者减分
给定l,r求区间和

数据范围是很经典的$10^{5}$。

建立一个树，根是1~n的区间和，左孩子和有孩子是1~mid和mid~n，叶子节点为单个学生。

给x加分即给x的所有父节点加分，这就是线段树。

我们使用堆式存储存下整个树。

虽然说是有10w个节点，但是我们不能只开10w，我们要开2的整次幂，且接近10w。而$2^17$可以满足条件。

我们定义w[]存储一个节点的值。

单点加

我们单点加可以从叶子节点开始加，叶子节点加完后直接/2来到父节点。

void pointAdd(int pos, int k) {
    // 找到 pos 在 w[] 位于什么位置
    int cur = SIZE + pos - 1;   // 例如，1号同学位于 w[131072]

    while(cur != 0) {
        w[cur] += k;
        cur = cur / 2;
    }
}

区间求和

如果要查询的区间就在自己的管辖范围之内，直接返回即可。如果不在就交给自己的孩子节点去做。


// 查询 [queryLe, queryRt] 的区间和
// querySum 要返回所查的那些元素，落在 node 管辖区间里面的这部分的 sum
// querySum 只管 「node 管辖区间」与「查询区间」的交集元素，其余的不管
int querySum(int node, int fieldLe, int fieldRt, int queryLe, int queryRt) {
    if(queryRt < fieldLe || fieldRt < queryLe)
        return 0;       // 查询区间的右端点比管辖区间的 l 还小，显然本次查询不关这个 node 的事
    if(queryLe <= fieldLe && fieldRt <= queryRt)
        return w[node]; // 查询区间完全覆盖掉了 node 的管辖区间，返回 w[node]，即管辖区间的 sum
    // 例如，查询 [1, 100]，而管辖区间是 [9, 16]
    // 那我显然直接返回 sum(9, 16)

    // 现在，查询区间和管辖区间有交集，需要细化处理
    int mid = (fieldLe + fieldRt) / 2;

    // 由左儿子查询、右儿子查询，返回它们的和
    // 左儿子会处理自己管辖区域内的 sum，右儿子同理
    int sumLe = querySum(node*2, fieldLe, mid, queryLe, queryRt);
    int sumRt = querySum(node*2+1, mid+1, fieldRt, queryLe, queryRt);
    return sumLe + sumRt;
}

eg2RMQ：洛谷P1816《忠诚》

我们在给区间加的时候顺手统计最小值即可。

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;

int n, m;       // n 个学生，m 次操作

void input() {
    cin >> n >> m;
}

// 维护一个长度为 131072（i.e. 2^17）长度的序列
#define SIZE 131072

int w[SIZE * 2 + 5];    // w[x]: x结点所管辖区间的 sum
// w[1] 的管辖区间是 [1, 131072]
// w[2]: [1, 65536], w[3]: [65537, 131072]
// ...
// w[131072]: [1, 1], ....

// 给 pos 同学加 k 分
// 目前正在处理 node 结点，它的管辖区间是 [fieldLe, fieldRt]
void pointAdd(int node, int fieldLe, int fieldRt, int pos, int k) {
    // 更新 node 管辖区域的 sum 
    w[node] += k;

    // 如果已经处理到底层，则更新 w 之后直接返回
    if(fieldLe == fieldRt) return;

    // 还需要递归处理
    // 左半块：编号是 node*2, 管辖区间 [fieldLe, mid]
    // 右半块：编号是 node*2+1, 管辖区间 [mid+1, fieldRt]
    int mid = (fieldLe + fieldRt) / 2;

    // 例如：node 管辖区间是 [8, 16]
    // mid = (8+16)/2 = 12，左半块的管辖区间是 [8, 12]；右半块 [13, 16]
    
    if(pos <= mid)      // 如果 pos 落在左半块，则递归给左边半块
        pointAdd(node*2, fieldLe, mid, pos, k);
    else
        pointAdd(node*2+1, mid+1, fieldRt, pos, k);
}

// 查询 [queryLe, queryRt] 的区间和
// querySum 要返回所查的那些元素，落在 node 管辖区间里面的这部分的 sum
// querySum 只管 「node 管辖区间」与「查询区间」的交集元素，其余的不管
int querySum(int node, int fieldLe, int fieldRt, int queryLe, int queryRt) {
    if(queryRt < fieldLe || fieldRt < queryLe)
        return 0;       // 查询区间的右端点比管辖区间的 l 还小，显然本次查询不关这个 node 的事
    if(queryLe <= fieldLe && fieldRt <= queryRt)
        return w[node]; // 查询区间完全覆盖掉了 node 的管辖区间，返回 w[node]，即管辖区间的 sum
    // 例如，查询 [1, 100]，而管辖区间是 [9, 16]
    // 那我显然直接返回 sum(9, 16)

    // 现在，查询区间和管辖区间有交集，需要细化处理
    int mid = (fieldLe + fieldRt) / 2;

    // 由左儿子查询、右儿子查询，返回它们的和
    // 左儿子会处理自己管辖区域内的 sum，右儿子同理
    int sumLe = querySum(node*2, fieldLe, mid, queryLe, queryRt);
    int sumRt = querySum(node*2+1, mid+1, fieldRt, queryLe, queryRt);
    return sumLe + sumRt;
}

void work() {
    while(m--) {
        int cmd, x, y;
        cin >> cmd >> x >> y;

        if(cmd == 1)
            pointAdd(1, 1, SIZE, x, y);     // 交给 1 号结点，其管辖区间是 [1, SIZE]
        else
            cout << querySum(1, 1, SIZE, x, y) << endl;     // 交给 1 号点，1 号的管辖区间是全集
    }
}

int main() {
    input();
    work();

    return 0;
}