[置顶] splay复习小记
简介
splay的原名是舒展树，1种超级实用的数据结构，能快速地干很多数据结构不能干的事情。
很久之前就听说过并且稍微地学了1些，但是当时了解地其实不是很多。
有些人把splay达成spaly叫做死吧你，(⊙﹏⊙)b
结构
实质上他是1个2叉搜索树，就是每一个节点的左儿子在原序列中是在自己左侧的，右儿子在原序列中是在自己右侧的，构图的方式有很多。
每个节点都可以存储1些值，表示它的子树中的信息（比如说甚么最大值啊，和啊以内的）。
构图
fo(i,1,n){
scanf("%d",&a[i+1]);f[i]=i+1;
t[i+1][0]=i;update(i+1);
}
f[n+1]=root=n+2,t[n+2][0]=n+1;update(n+2);初学者的构图可以构成1条链。这样很明显左儿子在原序列上的位置是在自己左侧的了。
但是有1个很奇妙的问题，为何从2号点开始建？为何建完点还要再向上多开1个n+2号点？
其实这类打法可以免后面的特判，现在的1号点和n+2号点是建立在首尾两段的，如果不建立这两个点2号点的儿子和n+1号点的父亲都会指向0并传递信息，但是首尾建立1个虚点在修改操作中可以更方便的操作。比如说旋转的时候要触及到首尾的时候，如果没有虚点，没法把首尾单独放到1个子树中去。
其实建成1条链在后面的操作会很慢。
int build(int l,int r,int y){
if(l>r)return 0;
int mid=(l+r)/2;
int x=insert(a[mid]);f[x]=y;
if(l==r)return x;
tt[x][0]=build(l,mid-1,x);
tt[x][1]=build(mid+1,r,x);
update(x);
return x;
}
root=build(0,n+1,0);insert是建点操作，到后面再讲。
这样1开始就建成1颗2叉树会比较快。
功能
旋转
首先讲1个重要的部份，就是旋转。
其实splay这颗2叉树的中序遍历就是原序列，例如图中的原序列就是：AXBYC。现在我们要把x旋转到y的位置上，但是不能改变这棵树的中序遍历（及在原序列的前后顺序）。
bool son(int x){
if(tt[f[x]][0]==x)return 0;return 1;
}
void rotate(int x){
int y=f[x],z=son(x);
tt[y][z]=tt[x][1-z];
if(tt[x][1-z])f[tt[x][1-z]]=y;f[x]=f[y];
if(f[y])tt[f[y]][son(y)]=x;
f[y]=x;tt[x][1-z]=y;
update(y);update(x);
}其实代码很短(f[x]表示x的父亲，tt[x][0]和tt[x][1]分别是x的左右儿子)。
函数son(x)的作用是分辨x是其父亲的左儿子还是右儿子(左儿子是0，右儿子是1)。
当把x旋转到y是，y就成为的x的右儿子，但是x原来的右儿子B就没有地方放了。怎样办？我们发现在原序列中的顺序是X < B < Y， 所以B应当在X的右侧但是在Y的左侧，所以现在Y的左儿子应当是B右儿子不变。如图所示。
代码应用了1个小技能z和1-z恰好把0和1转化，也能够打成z和z^1（^是xor，异或）。
将x节点旋转为y节点的儿子
void splay(int x,int y){
if(x==y)return;
remove(x,y);
while(f[x]!=y){
if(f[f[x]]!=y)if(son(f[x])==son(x))rotate(f[x]);else rotate(x);
rotate(x);
}
if(!y)root=x;
}remove是懒标记下传，后面再讲。
为何是把x旋转为y的儿子，由于这样更加方便的操作，比如说要对x的子树进行操作，如果变成把x旋转到y的位置会麻烦很多而且不方便打。
旋转的思路：如果x和x的父亲和x的爷爷是1条折线，那末就旋转成不是1个折线，然后像上面将的旋转1样向上推动。具体的最好自己画个图，有益于理解。
1般像splay(x,0)就是把x旋转为根节点，splay(x,y)就是把x旋转为y的儿子(具体是左儿子还是有儿子根据原序列中的顺序来定)
节点值的更新
void update(int x){
if(!x)return;
t[x].size=1+t[tt[x][0]].size+t[tt[x][1]].size;
t[x].sum=key[x]+t[tt[x][0]].sum+t[tt[x][1]].sum;
t[x].lda=max(t[tt[x][0]].lda,t[tt[x][0]].sum+key[x]+t[tt[x][1]].lda);
t[x].rda=max(t[tt[x][1]].rda,t[tt[x][1]].sum+key[x]+t[tt[x][0]].rda);
t[x].mx=max(max(t[tt[x][0]].mx,t[tt[x][1]].mx),t[tt[x][0]].rda+t[tt[x][1]].lda+key[x]);
}当x节点的子节点变动是就需要更新，具体更新的内容据题目而定。
对1段节点进行操作
x=kth(root,l-1);splay(x,0);
y=kth(root,r+1);splay(y,x);如果要对[l,r]这段区间进行操作。思路：先把这段区间同时放到1颗子树上去且这可子树没有其他过剩的节点。
首先如果把l⑴旋转成根节点，那末[l,n]的节点都会在l⑴(及root)的左子树上。然后再把r+1旋转为l⑴的儿子，由于r+1在序列中再l⑴的右侧，所以r+1旋转以后1定是l⑴的右儿子，那末在原序列中的顺序大于l⑴的，小于r+11定都是现在r+1节点的左子树了。
那末现在只要对r+1的左子树进行操作就行了。
printf("%d\n",t[tt[y][0]].mx);比如要输出[l,r]段的最大值，上段程序后面只用加上这段程序就能够了。
插入1个或1段节点
现在要把a数组中的数从posi位置后开始插入进序列中。
参照对1段节点进行操作。
fo(i,1,k)scanf("%d",&a[i]);
x=kth(root,posi);splay(x,0);
y=kth(root,posi+1);splay(y,x);
tt[y][0]=build(1,k,y);现在只需要把这k个数插进y的左子树中就能够了。build就是上面构图中的build，实质就是把a数组1到k中的节点插为y的子树。
删除1个或1段节点
现在要从posi这个位置开始删去k个节点。
参照对1段节点进行操作。
scanf("%d%d",&posi,&k);posi++;
x=kth(root,posi⑴);splay(x,0);
y=kth(root,posi+k);splay(y,x);
del(tt[y][0]);
tt[y][0]=0;
update(y);update(x);这里也同理，由于要从posi开始删节点，序列的位置要比posi⑴大，比posi+k小。
del函数是甚么呢？
void del(int x){
if(!x)return;
shan[++shan[0]]=x;
del(tt[x][0]);del(tt[x][1]);
}由于删去了1些点，这些点原来的位置不能浪费在那里，用1个栈存起来，建点的以后再用。
建点操作
int insert(int x){
int o;
if(shan[0])o=shan[shan[0]--];else o=++num;//主要是这行
初始化
.例如:key[o]=t[o].sum=t[o].mx=x;t[o].size=1;根据题目而定
.
.
}为了避免空间的浪费，如果还有删除过得节点的位置空在那里的话，就调用出来，否则就新建1个位置。
区间的修改操作
例如从posi开始后的k个点都加上k，参照对1段节点进行操作。
x=kth(root,posi⑴);splay(x,0);
y=kth(root,posi+k);splay(y,x);
change(tt[y][0],zhi);
update(y);update(x);同理。
void change(int x,int y){//这里打的是区间加操作，据题目而定
if(!x)return;
t[x].sum+=t[x].size*y;
key[x]+=y;t[x].add+=y;//add是懒标记，用于标记下传
if(y>0)t[x].lda=t[x].rda=t[x].mx=t[x].sum;//这里是某道题的修改，据题目而定
else t[x].lda=t[x].rda=0,t[x].mx=y;
}懒标记下传
void down(int x){
if(!x)return;
if(t[x].add!=maxn){
change(tt[x][0],t[x].add);
change(tt[x][1],t[x].add);
t[x].add=maxn;
}
}void remove(int x,int y){
do{
d[++d[0]]=x;
x=f[x];
}while(x!=y);
while(d[0])down(d[d[0]--]);
}这类东西支持区间修改的数据结构都要用到的，但是splay中的有所不同，由于只有在旋转的以后才用的到，例如splay(x,y)，所以需要把x到y的路径上的标记都下传。
区间翻转操作
例如把x的子树的区间翻转。
void overturn(int x){
if(!x)return;
swap(tt[x][0],tt[x][1]);
t[x].biao^=1;
}其实很简单，只需要把所有节点的左右儿子调换便可。注意懒标记的biao要用^或1-biao，由于如果某段区间被同时翻转两次相当于没有翻转。
查询序列中第k个位置
int kth(int x,int k){
down(x);
if(t[tt[x][0]].size+1==k)return x;
if(t[tt[x][0]].size+1>k)return kth(tt[x][0],k);
else return kth(tt[x][1],k-t[tt[x][0]].size-1);
}这个很简单啦。
其实如果想知道第x节点在序列中的序号的话，可以把x旋转到根(及splay(x,0))，然后t[tt[x][0]].size+1就是x在原序列中的序号。
区间分离
把x为根节点的这棵树以原序列序号y为分水岭，分成l和r两颗子树。
void split(int x,int y,int &l,int &r){
int j=kth(x,y);
splay(j,0);
l=j,r=t[j][1];
tt[l][1]=0;
f[r]=0;
update(j);
}区间合并
把以x为根的树和以y为根的树合并为树l。
为何要找到x树中第 size[x]大(及在原序列中序号最大的节点)的节点，由于在原序列中序号最大的节点没有右儿子，方便合并。
void merge(int x,int y,int &l){
int j=kth(x,size[x]);
splay(j,0);
tt[j][1]=y;
f[y]=j;
update(j);
l=j;
}保护各种的树
比如说Link_Cut_Tree（及lct或动态树）……
由于本人是个蒟蒻
目前也只知道这么多了，但是这些操作在大部份题目中都够用了。
入门题
【CQOI2014】排序机械臂
【NOI2005】保护数列
甚么最大值，排序也能够用splay来练练手。
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