RMQ算法以及LCA的ST算法。
RMQ是一种求静态区间最值的算法，这种算法可以先用nlogn的时间做预处理，然后每次用O（1）的时间查询。RMQ有一点DP的思想，而且也是一种非常好理解的算法。相比线段树，线段树虽然可以求动态的区间最值，RMQ更好写，而且线段树O（logn）的时间操作一遍，当询问次数大的时候就有可能不如RMQ算法。
RMQ算法可以用f[i][j]表示在以i位开头的长度为2^j区间的最大值（或最小值，也可以是其他的区间最值）。
那么根据定义可以得出：f[i][0]=a[i] 这是非常显然的。
然后我们还可以得出DP方程：f[i][j]=max(f[i][j-1],f[i+(1<<(j-1)][j-1]);
这个DP方程是什么意思呢：我们把2^j这个区间分成两半，一半是从i开始长度为2^（j-1）的区间，另一半是起点为i+2^j，同样长度是2^（j-1）的区间。然后就可以的到以上的方程。
然后可以预处理的伪代码：
for(int j=1;(1<讲回RMQ算法，既然已经讲了预处理，那么怎么用O（1）的时间去求呢？可能会有人说两个区间不完全会是2^j。但是RMQ查询的是区间最值，所以可以把两个区间互相包含的放在一起，其实这也就是为什么RMQ只能计算区间最值。有了两个区间互相包含的思想，查询就非常简单了：
int k=log(y-x+1.0) / log(2.0);
printf("%d\n",max(maxx[x][k],maxx[y-(1<LCA：最近公共祖先算法。LCA就是计算在一棵树上，x节点和y节点他们最近的公共祖先是哪一个节点（最近的意义通俗一点来说就是离根最远）。首先LCA有三种算法Tarjan，ST算法和倍增法，其中Tarjan是离线算法，ST算法和倍增法都是在线算法。本文讲的就是ST算法。ST算法可以用O（nlogn）的时间复杂度来预处理，然后每次用O(1)算出每两个点之间的最近公共祖先。
首先LCA要做的是在树上做一次DFS，记住每一个节点第一次出现的时间戳first[i]，并且用node[tot]表示在时间戳为tot时遍历到的节点，还要用一个dep[tot]表示在时间戳为tot时遍历到的节点的深度。假如现在有这样一棵树：
先讲讲遍历的顺序：1242565752131
然后搜索出来的node和dep数组会是这样的。
时间戳：1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13
node ：1 2 4 2 5 6 5 7 5 2 1 3 1
dep ：1 2 3 2 3 4 3 4 3 2 1 2 1
然后first数组为：
节点编号：1 2 3 4 5 6 7
first ：1 2 12 3 5 6 8
然后ST的算法过程就是：
比如说查询的是4与7的LCA，first[4]=3,first[7]=8，那我们找在时间戳为3-8的dep数组中dep[4]是最小的，然后node[4]对应的节点是2，那么4和7的LCA就是2.
说了这么多，相信大家都对ST算法的LCA有了一定的了解了吧。
再讲讲这个算法的原理。在first[i]-first[j]当中遍历到的节点，一定会是他们的LCA节点的子树中的节点，那么其中dep最小的不就是这个根吗（也就是他们的LCA）。
其中dep求最小值，可以用到RMQ来算。这样就是LCA_ST算法了，代码如下：
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#define Maxn 20020
using namespace std;
int node[Maxn];
int dis[Maxn];
int dep[Maxn];
int first[Maxn];
int rmq[Maxn][16];
int father[Maxn];
vector son[Maxn];
int tot,n;
void dfs(int u)
{
node[++tot]=u;
dis[u]=dis[father[u]]+1;
dep[tot]=dis[u];
if(first[u]==0) first[u]=tot;
for(int i=0;i