前言

最近两场xie教练的考试都拉到了动态维护多条直线求最值的凸包问题
然后很愉快的一道都做不出来呢
所以学习了一下下，就写了个小博客

李超树

引入(斜率优化)

学习了c++c++c++，就必少不了dpdpdp的花式玩法
也就不会错过各种O(1),O(log)O(1),O(log)O(1),O(log)的优化
前缀和…斜率优化…单调队列…单调栈…

---

我们看一个dpdpdp状态转移方程式
dp[i]=max{dp[j]+bi∗aj+a[i]},j<idp[i]=max\{dp[j]+b_i*a_j+a[i]\},j<idp[i]=max{dp[j]+bi​∗aj​+a[i]},j<i

一般这种长相，噢不，准确来说，很多dpdpdp的这种长相，都会跟凸包挂钩

因为出题人不想考那么板的dp送分，就只能搞搞单调让你优化
而我们目前已知的解决凸包就是斜率优化

---

假设题目保证aia_iai​递增

假设j<k<ij<k<ij<k<i且决策点jjj优于决策点kkk，则有
dp[j]+bi∗aj+a[i]>dp[k]+bi∗ak+b[i]①dp[j]+b_i*a_j+a[i]>dp[k]+b_i*a_k+b[i]\ \ \ \ \ \ \ ①dp[j]+bi​∗aj​+a[i]>dp[k]+bi​∗ak​+b[i]       ①dp[j]−dp[k]>bi∗(ak−aj)②dp[j]-dp[k]>b_i*(a_k-a_j)\ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ ②dp[j]−dp[k]>bi​∗(ak​−aj​)                                ②题目保证aaa单增，即ak−aj>0a_k-a_j>0ak​−aj​>0，继续变形得到
dp[j]−dp[k]ak−aj>bi③\frac{dp[j]-dp[k]}{a_k-a_j}>b_i\ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ ③ak​−aj​dp[j]−dp[k]​>bi​                                                   ③
上述过程其实就是斜率优化的推导过程，这种情况下我们仍然可以吃老本——走斜率优化

---

但是，如果题目不保证aia_iai​单调呢？？这个时候，斜率优化可以慢走不送了

这个条件去掉后，为什么斜率优化不行了呢？？
再回到上面的推导过程，②能推导出③，实际上是把ak−aja_k-a_jak​−aj​除了过去
也就是说我们是肯定了ak−aja_k-a_jak​−aj​的符号才敢这样转移
一旦不确定了，大于小于符号就会错乱，无法斜率优化
ps：我刚刚偷换了一下，我把单增变成了题目不保证单调，因为单减也是可以斜率优化的

所以斜率优化是建立在单调的基础上的

---

此时我们怎么办呢？？

1. 暴力的气息扑面而来
2. 祈祷数据会有单调的(概率：0.00…01%) 除非你是出数据的
3. 乱搞
4. 其它优秀的做法
5. 我们的主角当当当————李超树！！！！yyds！

什么是李超树？

李超树 额(⊙﹏⊙)…按xie教练的话就是——懒标记永久化的线段树

明明就是个懒标记永久化，搞不懂为什么要专门取个名字叫李超树 ·····················——xie教练

管他的，反正我们不需要了解，它能有点用才是我们关注的！

李超树活着能干点什么？

1. 维护一段区间的多条直线
2. 支持单点查询多条直线的极值，如查询xxx处的多条直线的纵坐标最大值
3. 支持区间查询直线极值，如查询区间[l,r][l,r][l,r]中各直线最值的最大值

本篇博客仅从“单点查询多条直线的极值”入手，因为博主目前只会这一种

只要你能写出 f[i]=max/min(f[j]∗h(i)+g[j])+t(i)f[i]=max/min(f[j]*h(i)+g[j])+t(i)f[i]=max/min(f[j]∗h(i)+g[j])+t(i)
搞那么复杂干什么， 其实就是你能写出一条一次函数的解析式 y=kx+by=kx+by=kx+b
李超树就能硬刚！

算法思想(使用手册？)

维护上凸包和下凸包差不多，我们以维护最大值为例

李超树每个区间记录的是该区间中点midmidmid处的最大/小函数值对应的函数

插入

分两种情况

1. 完全覆盖
   
   新的红线在[l,r][l,r][l,r]区间上完全优于原来该区间存的直线，那么将直接进行全覆盖
   然后就returnreturnreturn，不用去更新左右子树
   至于为什么？跟查询写法有关，也跟部分覆盖挂钩
   因为此时更新后如果没有出现部分覆盖的情况，查询我们也会查到这条直线的值
   如果出现了部分覆盖的情况，此时的红线就会部分下放更新
   反正此时的黄线已经是个废物了，只需要知道这点就o了
2. 部分覆盖
   2-1.
   
   首先这个区间[l,r][l,r][l,r]存的直线与midmidmid挂钩，此时红线在midmidmid处的函数值优于黄线
   所以李超线段树[l,r][l,r][l,r]这一个区间就会存红线的解析式
   那这个黄线呢？？它也并不是全无用，我们需要继续递归右子树，去更新蓝色部分的区间
   
   2-2.
   
   此时红线在midmidmid处的函数值劣于黄线，李超线段树[l,r][l,r][l,r]这一个区间的解析式仍然是黄线
   但这个红线呢？？也并不是全无用，我们需要继续递归做子树，去更新蓝色部分的区间
   

这三种情况怎么判断呢？就是怎么写呢？
很简单——直线是单调的
我们只需要掌握l,mid,rl,mid,rl,mid,r三个点的两点函数值就可以了，具体可看模板

查询

每一个区间都存了一条直线，可能相同也可能不同
一个点被多个区间包含，也就会被多条直线包含
所以我们一路上下来遇到的每一个区间都要算一次xxx对应的函数值，取最大值
有可能先遇到的直线的函数值比后遇到的直线的函数值还小，这是有可能的
因为那些区间的函数解析式是根据那些区间的中点midimid_imidi​的函数值决定的
谁管你这个小虾皮
举个栗子

这一路上涉及到的四个点的每一条解析式(黑线)都要把xxx带进去算出y1,y2,y3,y4y_1,y_2,y_3,y_4y1​,y2​,y3​,y4​

模板

判断是否覆盖(优不优)

double calc( node num, int x ) {return num.k * x + num.b;
}bool cover( node old, node New, int x ) {return calc( old, x ) <= calc( New, x );
}

插入

void insert( int num, int l, int r, node New ) {if( cover( t[num], New, l ) && cover( t[num], New, r ) ) {//新的直线完全覆盖了原区间的最优直线 t[num] = New;return;}if( l == r ) return;int mid = ( l + r ) >> 1;if( cover( t[num], New, mid ) )//区间[l,r]维护x=mid的最优值 swap( t[num], New );//现在这条直线需要继续往下去更新左右儿子(如果这条直线更优) if( cover( t[num], New, l ) ) insert( num << 1, l, mid, New );if( cover( t[num], New, r ) )insert( num << 1 | 1, mid + 1, r, New );
}

查询

这个版本有限制！！！
这个版本有限制！！！
这个版本有限制！！！

也许是我写法问题
此版本查询维护的是直线，也就是说每一条直线都会覆盖到所有的查询点
我们知道[l,r][l,r][l,r]区间维护的函数解析式是当x=midx=midx=mid时，函数值最大的那条解析式
因为每一条线都能覆盖完，所以每一个区间[l,r][l,r][l,r]都会维护一条直线
于是乎此版本的优化：x=midx=midx=mid时直接返回，不再寻找左右儿子
在这个前提下，这个优化才有正确性保障

double query( int num, int l, int r, int x ) {double ans = -1e9;int mid = ( l + r ) >> 1;if( x < mid ) ans = query( num << 1, l, mid, x );if( mid < x ) ans = query( num << 1 | 1, mid + 1, r, x );return max( ans, calc( t[num], x ) );
}

这一个版本维护的是线段，可能只会覆盖到一部分查询点

对应的插入操作也会发生改变，[l,r][l,r][l,r]能插入当且仅当[l,r][l,r][l,r]被某条直线完全包含，我们要再写一个modifymodifymodify

void modify( int num, int l, int r, int L, int R, node New ) {if( L > R ) return;if( L <= l && r <= R ) {insert( num, l, r, New );return;}int mid = ( l + r ) >> 1;if( R <= mid ) modify( num << 1, l, mid, L, R, New );else if( mid < L ) modify( num << 1 | 1, mid + 1, r, L, R, New );else {modify( num << 1, l, mid, L, mid, New );modify( num << 1 | 1, mid + 1, r, mid + 1, R, New );}
}

也就是说[l,r][l,r][l,r]区间如果没有被一条直线完全覆盖的话，这个区间是没有存直线的
那么当我们继续沿用之前的优化，x=midx=midx=mid就返回，很可能这段区间压根没有直线解析式
所以我们必须继续询问左儿子或者右儿子

打破砂锅问到底

double query( int num, int l, int r, int x ) {double ans;if( l == r ) return calc( t[num], x - 1 );int mid = ( l + r ) >> 1;if( x <= mid ) ans = query( num << 1, l, mid, x );else ans = query( num << 1 | 1, mid + 1, r, x );return max( ans, calc( t[num], x - 1 ) );
}

直线也可看作一条无限长的线段，因此此版本适用范围广

如果不是很理解，下面两道例题就能很好的辨析出来，┏ (゜ω゜)=☞
线段游戏的样例就会发现查询的写法不同会有问题，可以分布调试看看

例题

板题：BlueMary开公司

分析

每一个项目看作一条直线，而某一天就是查询点
依题意可得，每一个项目可以覆盖每一天，也就是直线覆盖所有点情况
两种查询模板都可以直接上

code

#include <cstdio>
#include <iostream>
using namespace std;
#define maxn 50005
struct node {double k, b;node(){}node( double K, double B ) {k = K, b = B;}
}t[maxn << 2];
int n;double calc( node num, int x ) {return num.k * x + num.b;
}bool cover( node old, node New, int x ) {return calc( old, x - 1 ) <= calc( New, x - 1 ); //题目原因 符合要求的x实际上是需要-1才算得出正确收益
}void insert( int num, int l, int r, node New ) {if( cover( t[num], New, l ) && cover( t[num], New, r ) ) {t[num] = New;return;}if( l == r ) return;int mid = ( l + r ) >> 1;if( cover( t[num], New, mid ) )swap( t[num], New );if( cover( t[num], New, l ) ) insert( num << 1, l, mid, New );if( cover( t[num], New, r ) )insert( num << 1 | 1, mid + 1, r, New );
}double query( int num, int l, int r, int x ) {double ans = -1e9;int mid = ( l + r ) >> 1;if( x < mid ) ans = query( num << 1, l, mid, x );if( mid < x ) ans = query( num << 1 | 1, mid + 1, r, x );return max( ans, calc( t[num], x - 1 ) );
}
/*
已测试，此写法依然可过
double query( int num, int l, int r, int x ) {double ans;if( l == r ) return calc( t[num], x - 1 );int mid = ( l + r ) >> 1;if( x <= mid ) ans = query( num << 1, l, mid, x );else ans = query( num << 1 | 1, mid + 1, r, x );return max( ans, calc( t[num], x - 1 ) );
}
*/
int main() {scanf( "%d", &n );while( n -- ) {char opt[10]; int k, b, t;scanf( "%s", opt );if( opt[0] == 'Q' ) {scanf( "%d", &t );printf( "%d\n", int( query( 1, 1, maxn, t ) / 100 ) );}else {double k, b;scanf( "%lf %lf", &b, &k );insert( 1, 1, maxn, node( k, b ) );}}    return 0;
}

线段游戏

分析

这道题就很特别了，我们维护的不再是一条直线，而是一条线段
这条线段只能覆盖有限的查询点，而不能覆盖的点我们是不能进行求解的

code

#include <cstdio>
#include <iostream>
using namespace std;
#define maxn 100000
#define inf 0x7f7f7f7f
struct node {double k, b;node(){}node( double K, double B ) {k = K, b = B;}
}t[( maxn + 5 ) << 2];
int n, m;double calc( node num, int x ) {return num.k * x + num.b;
}bool cover( node old, node New, int x ) {return calc( old, x ) < calc( New, x );
}void insert( int num, int l, int r, node New ) {if( cover( t[num], New, l ) && cover( t[num], New, r ) ) {t[num] = New;return;}if( l == r ) return;int mid = ( l + r ) >> 1;if( cover( t[num], New, mid ) )swap( t[num], New );if( cover( t[num], New, l ) )insert( num << 1, l, mid, New );if( cover( t[num], New, r ) )insert( num << 1 | 1, mid + 1, r, New );
}void modify( int num, int l, int r, int L, int R, node New ) {if( L > R ) return;if( l == L && R == r ) {insert( num, l, r, New );return;}int mid = ( l + r ) >> 1;if( R <= mid ) modify( num << 1, l, mid, L, R, New );else if( mid < L ) modify( num << 1 | 1, mid + 1, r, L, R, New );else {modify( num << 1, l, mid, L, mid, New );modify( num << 1 | 1, mid + 1, r, mid + 1, R, New );}
}double query( int num, int l, int r, int x ) {if( l == r ) return calc( t[num], x );double ans;int mid = ( l + r ) >> 1;if( x <= mid ) ans = query( num << 1, l, mid, x );else ans = query( num << 1 | 1, mid + 1, r, x );return max( ans, calc( t[num], x ) );
/*
这种写法是不对的，原因上面已经分析过了......double ans = -inf;int mid = ( l + r ) >> 1;if( x < mid ) ans = query( num << 1, l, mid, x );if( mid < x ) ans = query( num << 1 | 1, mid + 1, r, x );return max( ans, calc( t[num], x ) );
*/
}void build( int num, int l, int r ) {t[num].k = 0, t[num].b = -inf;if( l == r ) return;int mid = ( l + r ) >> 1;build( num << 1, l, mid ), build( num << 1 | 1, mid + 1, r );
}int main() {scanf( "%d %d", &n, &m );build( 1, 1, maxn );int x0, x1, y1, x2, y2, opt;double k, b;for( int i = 1, x1, y1, x2, y2;i <= n;i ++ ) {scanf( "%d %d %d %d", &x1, &y1, &x2, &y2 );if( x1 == x2 ) k = 0, b = max( y2, y1 );else k = ( y2 - y1 ) * 1.0 / ( x2 - x1 ), b = y1 - k * x1;modify( 1, 1, maxn, max( 1, min( x1, x2 ) ), min( maxn, max( x1, x2 ) ), node( k, b ) );}while( m -- ) {scanf( "%d", &opt );if( opt ) {scanf( "%d", &x0 );double ans = query( 1, 1, maxn, x0 );printf( "%.6f\n", ( ans <= -inf ? 0 : ans ) );}else {scanf( "%d %d %d %d", &x1, &y1, &x2, &y2 );if( x1 == x2 ) k = 0, b = max( y2, y1 );else k = ( y2 - y1 ) * 1.0 / ( x2 - x1 ), b = y1 - k * x1;modify( 1, 1, maxn, max( 1, min( x1, x2 ) ), min( maxn, max( x1, x2 ) ), node( k, b ) );}}return 0;
}

拓展——(动态开点李超树维护凸包)

ZZH的旅行

solution

code

有一坨不像我

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