SegmentTree 线段树

线段树

给定$n$个数字$s = [x_{0}, x_{2}, \dots, x_{n-1}]$，求出$[p, q)$这个区间上的所有数字之和

$$\sum_{i=p}{q} x_i$$

其中$0 \leq p \leq q \lt n$。该区间可以修改任意元素的值。

在$O(1)$的时间复杂度内可以修改某个位置上的值，但需要$O(n)$的时间复杂度遍历数组累加求出$[p, q)$区间上所有元素之和。而线段树的修改、求和的时间复杂度都为$O(log_2 n)$。

线段树是一种二叉树，它将数组$s = [x_{0}, x_{1}, \dots, x_{n-1}]$划分区间，线段树中的每个节点会有一个区间$[p,q)$，表示数组上范围$s[p,q)$上被关注的内容，例如该区间上所有元素的和、最大/最小元素的值等。本问题关注区间$s[p,q)$上的元素之和。

节点$[p,q)$代表数组$s[p,q)$上所有元素之和。左子树为$s[p, \frac{p + q}{2})$上元素之和，右子树为$s[\frac{p + q}{2}, q)$上元素之和。线段树的叶子节点是长度为$1$的区域$[p,p+1)$。数组$s = [0, 1, 2, 3, 4, 5]$的线段树如图所示：

SegmentTree1.png

构造操作：从根节点开始，递归的将节点$[p,q)$拆分为$[p, \frac{p+q}{2})$和$[ \frac{p+q}{2},q)$，则显然$\sum_{i=p}^{q-1} s_{i} = \sum_{i=p}^{\frac{p+q}{2}} s_{i} + \sum_{i = \frac{p+q}{2}}^{q-1} s_{i}$，即父节点的值等于左右孩子节点值的和，我们将区域$s[p,q)$上所有元素之和记录在线段树的节点$[p,q)$上。像这样递归的分解左右孩子，直到叶子节点为止。构造操作的时间复杂度为$O(n)$。

更新操作：修改区间$s$中任意一个值$s[i]$需要修改从叶子节点$[i, i+1)$到根节点$[p,q)$这一分支上的所有节点，因为它们上所存储的信息都会受到影响。更新操作的时间复杂度为$O(log_2⁡n)$。

查询操作：查询区间$s[i,j)$上所有元素之和，需要递归的从根节点向下匹配。对于节点$[p, q)$有以下四种情况：

$(1)$ 若$[p,q) = [i,j)$则该节点上的值即为所求，算法结束；

$(2)$ 若$j \leq \frac{p+q}{2}$说明$[i,j)$只属于其左孩子；

$(3)$ 若$i \geq \frac{p+q}{2}$说明$[i,j)$只属于其右孩子；

$(4)$ 若$i \lt \frac{p+q}{2}, j \gt \frac{p+q}{2}$说明$[i, j)$中一部分属于左孩子，另一部分属于右孩子，这时将$[i,j)$拆分为两部分$[i, \frac{p+q}{2})$和$[\frac{p+q}{2}, j)$，分别匹配自己所属的区域；

实际编码时用数组$t$来表示二叉树（也可以真的写一个二叉树），节点$i$的左孩子为$2i+1$，右孩子为$2i+2$。$t[0]$为二叉树根节点，代表$s[0,n)$区域上所有元素之和，左孩子$t[1]$表示$s[0, \frac{n}{2})$区域之和，右孩子$t[2]$表示$s[\frac{n}{2}, n)$区域之和，以此类推。

源码

SegmentTree.h

SegmentTree.cpp

测试

SegmentTreeTest.cpp