前言
树状数组
先导
单点修改区间查询
区间修改区间查询
线段树
先导
单点修改区间查询--递归形式
单点修改区间查询--非递归形式
区间修改区间查询--递归形式
区间修改区间查询--非递归形式
补充
前言看了三天树，脑袋要烂掉了，我是从线段树开始学的然后再回头看的树状数组，找到了一些怪方法（师哥们没见过的useless方法），我尽量讲清楚一些，重点写自己理解得慢的地方。一下子看不懂很正常，感觉这个东西是需要时间理解，我第一天见他傻在那了，但是过了三天再看看觉得其实也挺好理解的（所以这几天我都学了什么效率好低啊啊）。
树状数组 先导首先我们了解一下树状数组是个什么东西。
（这个图非常非常非常棒，后面不懂了就对着图看！）
a数组是我们的原数组，我们开个t数组（在下面的代码里sum数组为t）把a变成一个树的形式，这样在求和的时候就可以减少循环的次数，从而优化时间。这个树的构造原理就是按照二进制数字尾部0的个数分层，这样会更好算，至于怎么算，这里引入一个lowbit函数。很明显可以看出来这个算术方法是取反+1按位与。
重庆分公司
重庆分公司
ll lowbit(ll x) {
return x & (-x);
}对不起我讲不清楚，放个师哥的博客大家自己看吧浅谈lowbit运算_劭兮劭兮的博客-博客
我主要说一说lowbit函数求出来的是什么：根据定义我们知道这个求的是一个数的尾部第一个1及后面的0组成的十进制数，但这太抽象了；我们观察一下可以发现，这个东西求出来的是一个数与他右上节点（即父节点）之间的距离。我们看图还可以发现，如果这个数是奇数，那他的直接父节点就是比他大的最小偶数，如果是偶数，那父节点就是比他大的最小2^n。（这个发现没什么用）
单点修改区间查询#includeusing namespace std;
const int N = 1e6 + 5;
typedef long long ll;
int n, q;
int arr[N];
ll sum[N];
ll lowbit(ll x) {
return x & (-x);
}
void build() {
for (int i = 1; i<= n; ++i) {
sum[i] += arr[i];
ll fa = i + lowbit(i);
if (fa<= n)
sum[fa] += sum[i];
}
}//O(n)建树 *1
void add(int p, int w) {
//arr[p] += w;//可改可不改
for (int i = p; i<= n; i += lowbit(i)) {
sum[i] += w;
}
}//单点修改 *2
ll ask(int x) {
ll ans = 0;
for (int i = x; i >0; i -= lowbit(i)) {//注意别错
ans += sum[i];
}
return ans;
}//单点查询
void search(int l, int r) {
ll ans = ask(r) - ask(l - 1);
printf("%lld\n", ans);
return;
}//区间查询 *3
int main() {
//ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(0), cout.tie(0);
scanf("%d %d", &n, &q);
memset(sum, 0, sizeof sum);
for (int i = 1; i<= n; ++i) {
scanf("%d", &arr[i]);
}
build();
while (q--) {
int a, b, c;
scanf("%d %d %d", &a, &b, &c);
switch (a) {
case 1:
search(b, c);
break;
case 2:
add(b, c);
break;
}
}
return 0;
} *1：我的建树方法跟师哥们不一样，师哥们没建树，直接输入一个元素就把他加进树里，我没懂他们怎么干的，但是这样建树时间也是O(n)，因为我们只遍历了一遍，从小往大捋，把每一个数都加到他直接父节点里，这样可以保证遍历到某个数时，他的子节点一定被加完了，不重不漏。（不懂就返回去看图手推）
*2：在先导里提到，lowbit函数求出来了他与父节点的距离，那加上他就直接让他变成了他爸爸，相当于我们找到叶节点，逐层递加直到某个节点没有爸爸。单点查询同理。
*3：l ->r == ( 1 ->r ) - ( 1 ->l )
区间修改区间查询默认大家都会差分了我不细说了。
同样地，我们构造一个差分数组使每次修改在差分数组上操作，下面展示根据差分数组逆推ans：
看不懂没关系，这里有另一种形式：
ans=a[1]+a[2]+……+a[r-1]+a[r]
=tree[1]+(tree[1]+tree[2])+……+(tree[1]+……+tree[r])
=(tree[1]*(r))+(tree[2]*(r-1))+……(tree[r]*1)
=r*(tree[1]+tree[2]+……+tree[r]) - (tree[1]*0+tree[2]*1+……+tree[r]*(r-1))
=
= 上图的式子
那么我们就需要构造两个差分数组来维护区间和。
#includeusing namespace std;
const int N = 1e6 + 5;
typedef long long ll;
ll n, q;
ll arr[N];//原数组
ll tree1[N], tree2[N];//差分数组1，2
//tree1=bi
//tree2=bi*(i-1)
ll lowbit(ll x) {
return x & (-x);
}
void add1(ll a, ll b) {
for (ll i = a; i<= n; i += lowbit(i)) {
tree1[i] += b;
}
}//加tree1
void add2(ll a, ll b) {
for (ll i = a; i<= n; i += lowbit(i)) {
tree2[i] += b;
}
}//加tree2
ll ask1(ll x) {
ll ans = 0;
for (ll i = x; i >0; i -= lowbit(i)) {
ans += tree1[i];
}
return ans;
}
ll ask2(ll x) {
ll ans = 0;
for (ll i = x; i >0; i -= lowbit(i)) {
ans += tree2[i];
}
return ans;
}
//单点查询
ll solve(ll x) {
return (x) * ask1(x) - ask2(x);
}//1 ->x区间查询
void search(ll l, ll r) {
ll ans = 0;
ans = solve(r) - solve(l - 1);
printf("%lld\n", ans);
}//区间查询
int main() {
//ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(0), cout.tie(0);//这个是解绑cin cout
scanf("%lld %lld", &n, &q);
for (ll i = 1; i<= n; ++i) {
scanf("%lld", &arr[i]);
add1(i, arr[i] - arr[i - 1]);
add2(i, (arr[i] - arr[i - 1]) * (i - 1));
//tree2[i]=tree1[i]*(i-1)
}
while (q--) {
ll a, b, c, d;
scanf("%lld", &a);
switch (a) {
case 1:
scanf("%lld %lld", &b, &c);
search(b, c);
break;
case 2:
scanf("%lld %lld %lld", &b, &c, &d);
add1(b, d);
add1(c + 1, -d);
add2(b, d * (b - 1));
add2(c + 1, -d * c);
break;
}
}
return 0;
} 树状数组就差不多到这里辣，其实还有二维数组但我肝不动了，过段时间再说吧。
线段树 先导来看看线段树是个什么东西。
（ 红色字为原数组下标；黑色字为线段树存储下标；红色区间为该下标存储的内容。）
我们注意到，线段树是一种二叉树，不同于树状数组，线段树越往叶节点延伸，下标就越大。我们对线段树下标的记法为：某个点的左儿子下标是其下标*2，右儿子下标是其下标*2+1，于是我们发现，左儿子必为偶数，右儿子必为奇数，反之亦然。这样就可满足图中的树形结构。那我们的数组该开多大呢？
严格来讲，实际上足够大的空间应为n向上扩充到大于等于n的最小2^k再*2；但是为了简便，我们可以直接记为4n。
单点修改区间查询--递归形式#includeusing namespace std;
#define int long long//一般#define int long long
const int N = 1e5 + 5;
typedef long long ll;//多用这个
int arr[N];
ll sum[4 * N];
void updat(int x) {
sum[x] = sum[x * 2] + sum[x * 2 + 1];
}//更新
void build(int p, int l, int r) {
if (l == r) {
sum[p] = arr[l];//说明到了叶节点
return;
} else {
int mid = (l + r) / 2;
build(p * 2, l, mid);//建左儿子
build(p * 2 + 1, mid + 1, r);//右儿子
}
updat(p);//每次建一个点就要更新他的父节点
}//建树
void change(int p, int w, int l, int r, int k) {
//arr[p]+=w;当前操作区间为（l,r);当前点为k
if (l == r) {
//找到了p
sum[k] += w;
return;
} else {
//二分，其实就是分别找他的左右儿子
int mid = (l + r) / 2;
if (p<= mid)
change(p, w, l, mid, k * 2);
else
change(p, w, mid + 1, r, k * 2 + 1);
updat(k);
//理解递归，在我们已完成递归操作后，说明已更新叶节点，此时应该逐层更新其父节点
}
}
int search(int L, int R, int l, int r, int k) {
//目标区间为（L,R）;当前操作区间为（l,r);当前点为k
if (L<= l && R >= r)//当当前区间严格属于目标区间时，返回当前区间的值
return sum[k];
else {
int ans = 0;
int mid = (l + r) / 2;
//纯纯二分
if (L<= mid)
ans += search(L, R, l, mid, k * 2);
if (R >mid)
ans += search(L, R, mid + 1, r, k * 2 + 1);
return ans;
}
}
signed main() {
ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(0), cout.tie(0);
//解绑
int n, q;
cin >>n >>q;
for (int i = 1; i<= n; ++i) {
cin >>arr[i];
}
build(1, 1, n);
while (q--) {
int a, b, c;
cin >>a >>b >>c;
switch (a) {
case 1:
cout<< search(b, c, 1, n, 1)<< '\n';
break;
case 2:
change(b, c, 1, n, 1);
break;
}
}
return 0;
} (其实会递归就差不多够了，他俩时间复杂度是一样的）
参考博客线段树详解 （原理，实现与应用）_岩之痕的博客-博客_线段树
（揪了人家博客里的图， 但我们的实现方法略有不同，建议看看他写的，讲的很细很棒！）
求下标：回看先导中的图，我们观察到原数组下标和线段树存储下标的差值是一定的，这个差值是什么呢？其实就是我们计算出来的2^k-1，这里减不减1无所谓，下面会提到。这个意思也就是说，左下角为N（N=2^k）的二叉树，可以存N个元素，其中[1..N-1]是非叶节点,[N..2N-1]是叶节点。
找规律：假设我们要求[3,11]，那么其实要求的是上图中紫圈的数，而蓝圈紧紧包围了紫圈，我们可以把区间转换为追踪两条蓝色链，上述博客讲的很清晰，不再赘述，我重点说我的优化。（双链汇集就是一个塔状的东西，下面会提到。）
优化：在他的博客里提到，如果我们要选取[1,5]区间就无法正确实现，所以要进行区间扩充，让线段树的下标从0起记，让n个元素转变为n+2个元素，其中头尾为0。
但如果我们追踪的不是蓝色链而是紫色链呢？令s=左端点，t=右端点，当s是左儿子时，其兄弟（他爸爸的右儿子）必在目标区间内，于是我们可以直接向上追踪他的父亲，t是右儿子时同理；当s是右儿子时，其兄弟必不在目标区间内，所以我们可以加上他，由于他是目标区间左边界，除去他之后，左边界就可以右移，直接让他成为他右边紧邻的兄弟，此时他必为左儿子，一定可以直接向上追踪，t是左儿子时同理。
追踪可以继续的条件是什么呢？即s<=t，在s==t时，我们找到了两链相交点，这时可保证塔尖区间加且仅加一次。（这里谢谢yxgg帮我de出了bug！！）
于是，我们再来看[1,5]区间，会发现这种方法可以计算！这样就不需要进行区间扩充了！求下标中是否-1的问题也可以想象为是否进行了区间扩充，其实扩不扩都可以的，影响不大。（笑死，师哥说这个很妙，他不知道我的初衷是看不懂原博客的位运算）
再想一遍：s是右儿子时加，t是左儿子时加。
#includeusing namespace std;
typedef long long ll;
const int N = 1e5 + 5;
ll b = 1;//大于n的最小2^n
ll n, q;
ll arr[N];//原数组
ll sum[4 * N] = {0}; //线段树数组
void build(ll a) {
b = 1;
while (b< a + 2) {
b *= 2;
}
for (ll i = 1; i<= a; ++i) {
sum[i + b] = arr[i];
}
for (ll i = b - 1; i >0; --i) {
sum[i] = sum[i * 2] + sum[i * 2 + 1];
}
return;
}
void Update(int p, int w) {
for (int now = p + b; now; now /= 2) {
sum[now] += w;
}
return;
}
void search(int l, int r) {
ll ans = 0;
for (int s = b + l, t = b + r; s<= t; s /= 2, t /= 2) {
if (s % 2 != 0)//s是右儿子时加
ans += sum[s++];
if (t % 2 == 0)//t是左儿子时加
ans += sum[t--];
}
printf("%lld\n", ans);
return;
}
int main() {
scanf("%d %d", &n, &q);
memset(arr, 0, sizeof arr);
arr[0] = 0;
for (int i = 1; i<= n; ++i) {
scanf("%d", &arr[i]);
}
build(n);
int a, l, r;
while (q--) {
scanf("%d %d %d", &a, &l, &r);
switch (a) {
case 1:
search(l, r);
break;
case 2:
Update(l, r);
break;
}
}
return 0;
} 不同于树状数组，我们对线段树区间修改的形式不再是建立差分数组，而是给他打上标记，注意在非叶节点时，我们存储的内容是一个区间而非一个元素，所以在标记到非叶节点时代表他所有的子孙都要继续加标记，此时标记的含义为本节点已更新，子节点标记待下推。
#includeusing namespace std;
typedef long long ll;
const int N = 1e5 + 5;
ll sum[4 * N], add[4 * N]; //sum求和，add为懒惰标记
ll arr[N], n, q; //存原数组数据下标[1,n]
void updat(int x) {
sum[x] = sum[x * 2] + sum[x * 2 + 1];
}
void build(ll p, ll l, ll r) {
if (l == r) {
sum[p] = arr[l];
return;
} else {
int mid = (l + r) / 2;
build(p * 2, l, mid);
build(p * 2 + 1, mid + 1, r);
}
updat(p);
}
void PushDown(ll now, ll ln, ll rn) {//下推标记
//ln,rn为左子树，右子树的数字数量。
if (add[now]) {
//下推标记
add[now * 2] += add[now];
add[now * 2 + 1] += add[now];
//修改子节点的sum使之与对应的add相对应
sum[now * 2] += add[now] * ln;
sum[now * 2 + 1] += add[now] * rn;
//清除本节点标记
add[now] = 0;
}
}
void Update(ll L, ll R, ll C, ll l, ll r, ll now) { //区间修改
//目标区间为[L,R]，当前操作区间[l,r]，当前节点为now
if (L<= l && r<= R) { //当当前区间严格属于目标区间
sum[now] += C * (r - l + 1); //更新数字和，向上保持正确
add[now] += C; //增加add标记，表示本区间的sum正确，子区间的sum仍需要根据add的值来调整
return ;
}
int mid = (l + r) / 2;
PushDown(now, mid - l + 1, r - mid); //下推标记
if (L<= mid)//这里判断左右子树跟[L,R]有无交集，有交集才递归
Update(L, R, C, l, mid, now * 2);
if (R >mid)
Update(L, R, C, mid + 1, r, now * 2 + 1);
updat(now);//更新本节点信息
}
ll search(ll L, ll R, ll l, ll r, ll now) {
//目标区间为[L,R]，当前操作区间[l,r]，当前节点为now
if (L<= l && r<= R) {
//在区间内，直接返回
return sum[now];
}
ll mid = (l + r) / 2;
//下推标记，否则sum可能不正确
PushDown(now, mid - l + 1, r - mid);
//累计答案
ll ANS = 0;
if (L<= mid)
ANS += search(L, R, l, mid, now * 2);
if (R >mid)
ANS += search(L, R, mid + 1, r, now * 2 + 1);
return ANS;
}
int main() {
//ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(0), cout.tie(0);
scanf("%lld %lld", &n, &q);
for (ll i = 1; i<= n; ++i) {
scanf("%lld", &arr[i]);
}
build(1, 1, n);
while (q--) {
ll a, b, c, d;
scanf("%lld", &a);
switch (a) {
case 1:
scanf("%lld %lld", &b, &c);
cout<< search(b, c, 1, n, 1)<< '\n';
break;
case 2:
scanf("%lld %lld %lld", &b, &c, &d);
Update(b, c, d, 1, n, 1);
break;
}
}
return 0;
} 同样地，还是看刚刚的塔，我们无法像递归一样自上而下更新所有元素，于是我们只更新塔边元素，把更新工作放到查询里，由于查询也是自下而上的，所以如果查询的区间与修改区间重合，那么查询塔和修改塔也必有重合，这时塔边元素相交时就会更新答案以保证正确性。
上述博客代码在oj上还是wa的就先不放了，可能是我哪里没考虑到。
----->2022.11.25更新，我真被自己蠢无语了，de了一上午bug原来是因为没开ll，A了，注意这是扩充数组的形式，单点修改那点优化放在这里好像有点点问题……需要改改才能用。
#includeusing namespace std;
typedef long long ll;
//不开ll见祖宗！！！！
const int N = 1e5 + 5;
ll sum[4 * N], add[4 * N]; //sum求和，add为懒惰标记
ll arr[N], n, q; //存原数组数据下标[1,n]
ll b;
void build(ll n) {
b = 1;
while (b< n + 2)
b<<= 1;
for (int i = 1; i<= n; ++i)
sum[b + i] = arr[i];
for (int i = b - 1; i >0; --i) {
sum[i] = sum[i<< 1] + sum[i<< 1 | 1];
add[i] = 0;
}
}
void Update(ll L, ll R, ll C) {
ll s, t, Ln = 0, Rn = 0, x = 1;
//Ln: s一路走来已经包含了几个数
//Rn: t一路走来已经包含了几个数
//x: 本层每个节点包含几个数
for (s = b + L - 1, t = b + R + 1; s ^ t ^ 1; s >>= 1, t >>= 1, x<<= 1) {
sum[s] += C * Ln;
sum[t] += C * Rn;
//更新sum，令本节点的sum值加上他所有出现变化的子孙的变化和。
if (~s & 1)
add[s ^ 1] += C, sum[s ^ 1] += C * x, Ln += x;
if ( t & 1)
add[t ^ 1] += C, sum[t ^ 1] += C * x, Rn += x;
//处理add，标记本节点，意为本节点sum值正确，其父值待修改。
//注意到，修改sum时需要乘改变元素的个数，而修改add标记时不需
//因为add只代表本区间内所有元素改变C
//这里的x很巧妙，是2^k，我们观察二叉树的结构，每层的节点数也为2^k。
}
for (; s; s >>= 1, t >>= 1) {
sum[s] += C * Ln;
sum[t] += C * Rn;
}
//更新上层sum，从下向上推，当到塔尖时不会再出现新的需要增加的元素
//所以我们只需要推到树顶把路过的每一个节点（即改变量所属集合）的sum值更新即可
}
ll Query(ll L, ll R) {
ll s, t, Ln = 0, Rn = 0, x = 1;
ll ans = 0;
for (s = b + L - 1, t = b + R + 1; s ^ t ^ 1; s >>= 1, t >>= 1, x<<= 1) {
if (add[s])
ans += add[s] * Ln;
if (add[t])
ans += add[t] * Rn;
//根据标记更新答案，如果当前节点带标记，说明他是修改塔的边界
//他的儿子们在塔内（是被修改数）且不带标记
if (~s & 1)
ans += sum[s ^ 1], Ln += x;
if ( t & 1)
ans += sum[t ^ 1], Rn += x;
//常规求和
}
for (; s; s >>= 1, t >>= 1) {
ans += add[s] * Ln;
ans += add[t] * Rn;
}
//处理上层标记，追踪目标塔的边界是否存在其他被修改元素。
return ans;
}
int main() {
ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(0), cout.tie(0);
scanf("%lld %lld", &n, &q);
for (ll i = 1; i<= n; ++i) {
scanf("%lld", &arr[i]);
}
build(n);
while (q--) {
ll a, b, c, d;
scanf("%lld", &a);
switch (a) {
case 1:
scanf("%lld %lld", &b, &c);
cout<< Query(b, c)<< '\n';
break;
case 2:
scanf("%lld %lld %lld", &b, &c, &d);
Update(b, c, d);
break;
}
}
return 0;
} 1. 树状数组适合写单点修改的题，是线段树的缩略版，可以用树状数组写的题一定可以用线段树，但是反过来却不一定。
CVyjgg的话：（qwq超神yjgg好强！）
Q: 一般用树状数组还是线段树？
A: 看情况，树状数组特别适合单点修改，通过单点修改能延伸出很多有意思的操作，而线段树就适合大型区间修改，树状数组写出来的题，线段树都能写，反过来不行，一般需要维护区间的东西很多的时候用线段树，也只能用线段树，但是线段树很笨重，写起来复杂，debug更复杂。树状数组对于单点修改写起来很简单，一般两三分钟就能写一颗树状数组，树状数组和差分结合可以实现一些稍微复杂一点点的区间维护，但是如果写的不熟练的话很容易出错。所以一般先看能不能用树状数组，可以简单实现的话就树状数组，不行的话就线段树。
2. 一般需要用到这个的题都有很多输入输出，要注意优化（关io或scanf或快读）。
3. 树状数组大大提高了空间利用率，只用开一倍空间就足够了，但是线段树需要开4n数组，浪费空间以保证各种操作的可执行性。
4. 线段树每一次操作（查询或修改）的时间复杂度都是logn的。
5. yjgg在看我代码的时候提到，我们一般写这样
typedef long long ll;//常用
#define ll long long//不常用
#define int long long//一般这么用我去查了一下这两个的区别但没太看懂，大概是酱紫：
#define是C语言中定义的语法，可以在预处理时进行单纯的字符串替换，不作正确性检查，只有在编译已被展开的源程序时才会发现可能的错误并报错。他没有自己的作用域，只要是之前定义过的宏就都可以用。
typedef是关键字，在编译时处理会进行类型检查。它在自己的作用域内给一个已经存在的类型一个别名，但不能在一个函数定义里面使用typedef。有自己的作用域。
他俩对指针的操作也不太一样，但我指针学的很差，想了解的可以自己去查查。
❤再次感谢yxgg和yjgg的指点！！！❤
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