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题目大意及模型转换：

有两种操作，第一种操作是将第x条射线修改，第二种操作是询问第l~r条射线与x=a的交点纵坐标的最大值。射线个数N<=10^5,操作个数M<=3*10^5。每条射线描述包含起点位置、斜率、截距。第一个操作中的起点位置与第二个操作中的"a"，是保证非递减的。

暴力：

显然我们可以做到O(1)修改O(N)询问。

分块大法：

这两个时间能不能平衡一下呢？能！都变成O(√N)。我们可以用分块大法，让每块包含√N个元素（实际实现中，是每块√N+1个，这里为了叙述方便）。对于块内元素，我们根据斜率从小到大排序，那么对于排序后编号j<k，一旦当前非递减的"a"坐标超过了交点，那么j永远不会比k优。因此我们可以对于每块维护一个单调队列，保证队列中每两个相邻元素交点大于非递减的"a"。而且交点从小到大。

维护：

对于修改操作，可以使用插入排序对原队列做更改，来维护原队列的有序性。然后直接暴力重构单调队列。对于询问操作，可以看看跨了几个块，对这里的每个块的单调队列进行维护（检测队首与后一个元素的交点是否大于非递减的"a"，如果不是，弹出队首）。取出每个块的队首做比较，然后剩余部分用暴力。

复杂度：

容易证明两个操作主要过程都是O(√N)的，有疑问的就是弹出队首那里。有人说重构后可能造成O(N)弹出。我们可以想，最坏情况也需要√N个修改操作，才能换来一次O(N)的询问操作。那么(M/√N)*N=M*√N。所以是没有问题的。

注意：

斜率相同，保留当前更大的。

不要用Pascal，因为跑得慢。

不要尝试快速排序来偷懒，会时间超限。

如果√N个分一块，情况比较难讨论。

如，24，4个为一块可以分成6块。