李超线段树

介绍

李超线段树，是用来解决平面直角坐标系中直线或线段的集合在某一点$x$处的最大值或最小值问题。

在实现李超线段树的时候，打的标记是不用下传的，也就是标记永久化。在查询时，根节点到对应叶节点上的所有节点的贡献都要计算。

线段树的区间对应的是平面直角坐标系的$x$轴上的区间，对于每个区间，要维护的是在这个区间上较优的直线或线段。

维护线段

在线段树上的操作如下：

• 修改操作：加入一条线段
• 查询操作：查询所有包含$x=x_0$的线段在$x=x_0$时能取到的最大值

下面来分类讨论一下每种情况。

• 如果线段覆盖的这个区间与当前区间并不相交，则直接返回
• 如果线段覆盖了这个区间的一部分，则递归对应的左右子区间继续处理
• 如果线段覆盖了整个区间
  • 如果线段在区间两端点处的值都比原来区间大，则用当前线段替换原来的线段并返回
  • 如果线段在区间两端点处的值都比原来区间小，则直接返回
  • 否则，比较当前线段和原来线段在区间中点处的值，如果当前线段值更大，则将原来线段和当前线段交换；然后判断左右端点的值，如果当前线段在一边不占优势，则递归对应左右子区间

修改时要先找到修改分配到$\log n$个线段树上的区间，这些区间需要$O(\log n)$的时间复杂度下传，所以单次修改的时间复杂度为$O({\log }^{2}n)$。同样地，查询也是$O({\log }^{2}n)$。

例题

P4097 【模板】李超线段树 / [HEOI2013] Segment

模板题，按上面说的做即可。时间复杂度为$O(n{\log }^{2}n)$。

code

#include
using namespace std;
const double eps=1e-8;
const long long mod1=39989,mod2=1000000001;
int n,s1,cnt=0,rt,ans=0;
struct node{
	double k,b;
}s[100005];
struct tree{
	int lc,rc,c;
}tr[500005];
bool pd(int od,int wd,int x){
	double y1=s[od].k*x+s[od].b;
	double y2=s[wd].k*x+s[wd].b;
	if(abs(y1-y2)<eps) return od>wd;
	return y1<y2;
}
void insert(int &k,int l,int r,int x,int y,int c){
	if(!k) k=++cnt;
	if(l>=x&&r<=y){
		if(pd(tr[k].c,c,l)&&pd(tr[k].c,c,r)){
			tr[k].c=c;return;
		}
		if(pd(c,tr[k].c,l)&&pd(c,tr[k].c,r)) return;
		int mid=l+r>>1;
		if(pd(tr[k].c,c,mid)) swap(tr[k].c,c);
		if(pd(tr[k].c,c,l)) insert(tr[k].lc,l,mid,x,y,c);
		else insert(tr[k].rc,mid+1,r,x,y,c);
		return;
	}
	if(l>y||r<x) return;
	if(l==r) return;
	int mid=l+r>>1;
	if(x<=mid) insert(tr[k].lc,l,mid,x,y,c);
	if(y>mid) insert(tr[k].rc,mid+1,r,x,y,c);
}
int find(int k,int l,int r,int x){
	if(l==r&&l==x) return tr[k].c;
	int mid=l+r>>1,re=0;
	if(x<=mid) re=find(tr[k].lc,l,mid,x);
	else re=find(tr[k].rc,mid+1,r,x);
	if(pd(re,tr[k].c,x)) re=tr[k].c;
	return re;
}
int main()
{
	scanf("%d",&n);
	for(int i=1,op,v1,v2,w1,w2;i<=n;i++){
		scanf("%d",&op);
		if(op==1){
			scanf("%d%d%d%d",&v1,&w1,&v2,&w2);
			v1=(v1+ans-1)%mod1+1;
			v2=(v2+ans-1)%mod1+1;
			w1=(w1+ans-1)%mod2+1;
			w2=(w2+ans-1)%mod2+1;
			if(v1>v2){
				swap(v1,v2);swap(w1,w2);
			}
			if(v1==v2){
				s[++s1]=(node){0,max(w1,w2)};
			}
			else{
				double k=(w2-w1)*1.0/(v2-v1);
				s[++s1]=(node){k,w1-v1*k};
			}
			
			insert(rt,1,40000,v1,v2,s1);
		}
		else{
			scanf("%d",&v1);
			v1=(v1+ans-1)%mod1+1;
			ans=find(rt,1,40000,v1);
			printf("%d\n",ans);
		}
	}
	return 0;
}

维护直线

与维护线段的方法类似，还要简单一些。不用考虑线段没有覆盖整个区间的情况，再按维护线段的方法实现即可。

修改时直线只分配到$1$个线段树上的区间（就是整个线段树维护的区间），这个区间需要$O(\log n)$的时间复杂度下传，所以单次修改的时间复杂度为$O(\log n)$。同样地，查询也是$O(\log n)$。

例题

P4254 [JSOI2008] Blue Mary 开公司

也是一道模板题，在维护线段的代码的基础上删掉线段没有覆盖整个区间的情况即可。时间复杂度为$O(n\log n)$。

code

#include
using namespace std;
const double eps=1e-8;
int n,s1,cnt=0,rt,ans;
char ch[15];
struct node{
	double k,b;
}s[100005];
struct tree{
	int lc,rc,c;
}tr[500005];
bool pd(int od,int wd,int x){
	double w1=s[od].k+x*s[od].b;
	double w2=s[wd].k+x*s[wd].b;
	if(abs(w1-w2)<eps) return od>wd;
	return w1<w2;
}
void insert(int &k,int l,int r,int c){
	if(!k) k=++cnt;
	if(pd(tr[k].c,c,l)&&pd(tr[k].c,c,r)){
		swap(tr[k].c,c);return;
	}
	if(pd(c,tr[k].c,l)&&pd(c,tr[k].c,r)) return;
	int mid=l+r>>1;
	if(pd(tr[k].c,c,mid)) swap(tr[k].c,c);
	if(pd(tr[k].c,c,l)) insert(tr[k].lc,l,mid,c);
	else insert(tr[k].rc,mid+1,r,c);
}
int find(int k,int l,int r,int x){
	if(l==r&&l==x) return tr[k].c;
	int mid=l+r>>1,re=0;
	if(x<=mid) re=find(tr[k].lc,l,mid,x);
	else re=find(tr[k].rc,mid+1,r,x);
	if(pd(re,tr[k].c,x)) re=tr[k].c;
	return re;
}
int main()
{
	scanf("%d",&n);
	s[0]=(node){0,-1e9};
	for(int i=1,x;i<=n;i++){
		scanf("%s",ch);
		if(ch[0]=='P'){
			double k,b;
			scanf("%lf%lf",&k,&b);
			s[++s1]=(node){k-b,b};
			insert(rt,1,50000,s1);
		}
		else{
			scanf("%d",&x);
			ans=find(rt,1,50000,x);
			ans=s[ans].k+x*s[ans].b;
			if(ans<0) ans=0;
			printf("%d\n",ans/100);
		}
	}
	return 0;
}