【原題見
這里】
本題是Splay Tree處理序列問題（也就是當(dāng)線段樹用）的一個(gè)典型例題。
Splay Tree之所以可以當(dāng)線段樹用，是因?yàn)樗梢灾С忠粋€(gè)序列，然后用“左端前趨伸展到根，右端后繼伸展到根的右子結(jié)點(diǎn)，取根的右子結(jié)點(diǎn)的左子結(jié)點(diǎn)”這種伸展方法，對(duì)一個(gè)序列中的一整段進(jìn)行整體操作。由于要防止出現(xiàn)前趨或后繼不存在的情況，需要在這個(gè)序列的兩端加入兩個(gè)邊界結(jié)點(diǎn)，要求其值不能影響到結(jié)點(diǎn)各種記載信息的維護(hù)（多取0、∞或-∞）。這兩個(gè)邊界結(jié)點(diǎn)在樹中永遠(yuǎn)存在，不會(huì)被刪除。
（1）結(jié)點(diǎn)的引用：
在當(dāng)線段樹用的Splay Tree中，真正的關(guān)鍵字是下標(biāo)而不是值，因此，“序列中第i個(gè)結(jié)點(diǎn)”實(shí)際上對(duì)應(yīng)的是“樹中第(i+1)小的結(jié)點(diǎn)”（因?yàn)樽筮呥€有一個(gè)邊界結(jié)點(diǎn)），這就說明在對(duì)結(jié)點(diǎn)引用時(shí)需要找第K小的操作。因此，下面的“結(jié)點(diǎn)x”指的是“樹中第(x+1)小的結(jié)點(diǎn)”。
（2）標(biāo)記：
在線段樹中，如果對(duì)一個(gè)結(jié)點(diǎn)所表示的線段整體進(jìn)行了某種操作，需要在這個(gè)結(jié)點(diǎn)上打上一個(gè)標(biāo)記，在下一次再找到這個(gè)結(jié)點(diǎn)時(shí)，其標(biāo)記就會(huì)下放到其兩個(gè)子結(jié)點(diǎn)上。在Splay Tree中也可以引入標(biāo)記。比如要對(duì)[2, 6]這一段進(jìn)行整體操作，就將結(jié)點(diǎn)1伸展到根的位置，將結(jié)點(diǎn)7伸展到根的右子樹的位置，然后結(jié)點(diǎn)7的左子樹就表示[2, 6]這一段，對(duì)這棵子樹的根結(jié)點(diǎn)打上標(biāo)記并立即生效（必須是立即生效，而不是等下一次引用再生效），也就是立即改變?cè)摻Y(jié)點(diǎn)記錄的一些信息的值。如果下次再次引用到這個(gè)結(jié)點(diǎn)，就要將其標(biāo)記下放到其兩個(gè)子結(jié)點(diǎn)處；
需要注意的一點(diǎn)是，如果要伸展某個(gè)結(jié)點(diǎn)x到r的子結(jié)點(diǎn)的位置，就必須保證從x原來的位置到r的這個(gè)子結(jié)點(diǎn)（x伸展后的位置）上的所有結(jié)點(diǎn)上均沒有標(biāo)記，否則就會(huì)導(dǎo)致標(biāo)記混亂。因此，必須首先找到這個(gè)結(jié)點(diǎn)x，在此過程中不斷下放標(biāo)記。
（3）自底向上維護(hù)的信息：
標(biāo)記可以看成一種自頂向下維護(hù)的信息。除了標(biāo)記以外，作為“線段樹”，往往還要維護(hù)一些自底向上維護(hù)的信息。比如在sequence這題中，就有l(wèi)max（左段連續(xù)最大和）、rmax（右段連續(xù)最大和）、midmax（全段連續(xù)最大和）以及sum（全段總和）等信息要維護(hù)。對(duì)于這類東東其實(shí)也很好辦，因?yàn)樽訕浯笮。╯z域）就是一種自底向上維護(hù)的信息，因此對(duì)于這些信息只要按照維護(hù)sz域的辦法維護(hù)即可（統(tǒng)一寫在upd函數(shù)里）。唯一的不同點(diǎn)是打標(biāo)記時(shí)它們的值可能要改變。
（4）對(duì)連續(xù)插入的結(jié)點(diǎn)建樹：
本題的插入不是一個(gè)一個(gè)插入，而是一下子插入一整段，因此需要先將它們建成一棵樹。一般建樹操作都是遞歸的，這里也一樣。設(shè)目前要對(duì)A[l..r]建樹（A為待插入序列），若l>r則退出，否則找到位于中間的元素mid = l + r >> 1，將A[mid]作根，再對(duì)A[l..mid-1]建左子樹，對(duì)A[mid+1..r]建右子樹即可。這樣可以保證一開始建的就是一棵平衡樹，減小常數(shù)因子。
（5）回收空間：
根據(jù)本題的數(shù)據(jù)范圍提示，插入的結(jié)點(diǎn)總數(shù)最多可能達(dá)到4000000，但在任何時(shí)刻樹中最多只有500002個(gè)結(jié)點(diǎn)（包括兩個(gè)邊界），此時(shí)為了節(jié)省空間，可以采用循環(huán)隊(duì)列回收空間的方法。即：一開始將所有的可用空間（可用下標(biāo)，本題為1~500002）存在循環(huán)隊(duì)列Q里，同時(shí)設(shè)立頭尾指針front和rear，每次如果有新結(jié)點(diǎn)插入，就取出Q[front]并作為新結(jié)點(diǎn)的下標(biāo)，如果有結(jié)點(diǎn)要?jiǎng)h除（本題是一次刪除整棵子樹，因此在刪除后需要分別回收它們的空間），則從rear開始，將每個(gè)刪除的結(jié)點(diǎn)的下標(biāo)放回到Q里。當(dāng)然，這種方法是要犧牲一定的時(shí)間的，因此在空間不是特別吃緊的情況下不要用。
【2012年1月16日更新】
今天重寫sequence的時(shí)候，禿然發(fā)現(xiàn)加入的邊界點(diǎn)可能會(huì)對(duì)lmax、rmax、midmax等的維護(hù)造成影響：當(dāng)序列中所有的值都是負(fù)數(shù)時(shí)，若邊界點(diǎn)的值設(shè)為0，將使這3個(gè)值也為0，所以，邊界點(diǎn)的值應(yīng)設(shè)為-INF（不會(huì)影響到sum，因?yàn)榭梢詥为?dú)調(diào)出[l, r]的sum，避開邊界）。這就說明并非所有這樣的題中都可以設(shè)置邊界點(diǎn)（比如HFTSC2011的那題就不行），如果邊界點(diǎn)會(huì)對(duì)維護(hù)的信息造成影響，就不能設(shè)置邊界點(diǎn)，在各個(gè)操作中，分4種情況判斷。（代碼已經(jīng)修改）
下面上代碼了：
#include <iostream>
#include <stdio.h>
using namespace std;
#define re(i, n) for (int i=0; i<n; i++)
#define re1(i, n) for (int i=1; i<=n; i++)
const int MAXN = 500002, NOSM = -2000, INF = ~0U >> 2;
struct node {
int v, c[2], p, sz, sum, lmax, rmax, midmax, sm;
bool rev, d;
} T[MAXN + 1];
int root, Q[MAXN + 1], front, rear, a[MAXN], len, res;
int max(int SS0, int SS1)
{
return SS0 >= SS1 ? SS0 : SS1;
}
int max(int SS0, int SS1, int SS2)
{
int M0 = SS0 >= SS1 ? SS0 : SS1; return M0 >= SS2 ? M0 : SS2;
}
void newnode(int n, int _v)
{
T[n].v = T[n].sum = T[n].lmax = T[n].rmax = T[n].midmax = _v; T[n].c[0] = T[n].c[1] = 0; T[n].sz = 1; T[n].sm = NOSM; T[n].rev = 0;
}
void sc(int _p, int _c, bool _d)
{
T[_p].c[_d] = _c; T[_c].p = _p; T[_c].d = _d;
}
void sm_opr(int x, int SM)
{
T[x].sum = T[x].sz * SM;
if (SM > 0) T[x].lmax = T[x].rmax = T[x].midmax = T[x].sum; else T[x].lmax = T[x].rmax = T[x].midmax = SM;
}
void rev_opr(int x)
{
int c0 = T[x].c[0], c1 = T[x].c[1]; sc(x, c0, 1); sc(x, c1, 0);
int tmp = T[x].lmax; T[x].lmax = T[x].rmax; T[x].rmax = tmp;
}
void dm(int x)
{
int SM0 = T[x].sm;
if (SM0 != NOSM) {
T[x].v = T[T[x].c[0]].sm = T[T[x].c[1]].sm = SM0; T[x].sm = NOSM;
sm_opr(T[x].c[0], SM0); sm_opr(T[x].c[1], SM0);
}
if (T[x].rev) {
T[T[x].c[0]].rev = !T[T[x].c[0]].rev; T[T[x].c[1]].rev = !T[T[x].c[1]].rev; T[x].rev = 0;
rev_opr(T[x].c[0]); rev_opr(T[x].c[1]);
}
}
void upd(int x)
{
int c0 = T[x].c[0], c1 = T[x].c[1];
T[x].sz = T[c0].sz + T[c1].sz + 1;
T[x].sum = T[c0].sum + T[c1].sum + T[x].v;
T[x].lmax = max(T[c0].lmax, T[c0].sum + T[x].v + max(T[c1].lmax, 0));
T[x].rmax = max(T[c1].rmax, max(T[c0].rmax, 0) + T[x].v + T[c1].sum);
T[x].midmax = max(T[c0].midmax, T[c1].midmax, max(T[c0].rmax, 0) + T[x].v + max(T[c1].lmax, 0));
}
void rot(int x)
{
int y = T[x].p; bool d = T[x].d;
if (y == root) {root = x; T[root].p = 0;} else sc(T[y].p, x, T[y].d);
sc(y, T[x].c[!d], d); sc(x, y, !d); upd(y);
}
void splay(int x, int r)
{
int p; while ((p = T[x].p) != r) if (T[p].p == r) rot(x); else if (T[x].d == T[p].d) {rot(p); rot(x);} else {rot(x); rot(x);} upd(x);
}
int Find_Kth(int K)
{
int i = root, S0;
while (i) {
dm(i); S0 = T[T[i].c[0]].sz + 1;
if (K == S0) break; else if (K < S0) i = T[i].c[0]; else {K -= S0; i = T[i].c[1];}
}
return i;
}
int mkt(int l, int r)
{
if (l > r) return 0;
int n0 = Q[front], mid = l + r >> 1; if (front == MAXN) front = 1; else front++;
newnode(n0, a[mid]); int l_r = mkt(l, mid - 1), r_r = mkt(mid + 1, r);
sc(n0, l_r, 0); sc(n0, r_r, 1); upd(n0); return n0;
}
void ins(int pos)
{
int P0 = Find_Kth(pos); splay(P0, 0); int P1 = Find_Kth(pos + 1); splay(P1, root); sc(P1, mkt(0, len - 1), 0); upd(P1); upd(P0);
}
void era(int x)
{
if (!x) return;
if (rear == MAXN) rear = 1; else rear++; Q[rear] = x;
era(T[x].c[0]); era(T[x].c[1]);
}
void del(int l, int r)
{
int P0 = Find_Kth(l - 1); splay(P0, 0); int P1 = Find_Kth(r + 1); splay(P1, root);
int root0 = T[P1].c[0]; sc(P1, 0, 0); upd(P1); upd(P0); era(root0);
}
void mksame(int l, int r, int x)
{
int P0 = Find_Kth(l - 1); splay(P0, 0); int P1 = Find_Kth(r + 1); splay(P1, root);
int n = T[P1].c[0]; T[n].sm = x; sm_opr(n, x); upd(P1); upd(P0);
}
void reve(int l, int r)
{
int P0 = Find_Kth(l - 1); splay(P0, 0); int P1 = Find_Kth(r + 1); splay(P1, root);
int n = T[P1].c[0]; T[n].rev = !T[n].rev; rev_opr(n); upd(P1); upd(P0);
}
int get_sum(int l, int r)
{
int P0 = Find_Kth(l - 1); splay(P0, 0); int P1 = Find_Kth(r + 1); splay(P1, root);
int n = T[P1].c[0]; return T[n].sum;
}
int max_sum()
{
return T[root].midmax;
}
void prepare()
{
T[0].sz = T[0].sum = T[0].lmax = T[0].rmax = T[0].midmax = 0;
front = 3; rear = MAXN; re1(i, MAXN) Q[i] = i;
newnode(1, -INF); newnode(2, -INF); sc(1, 2, 1); root = 1; T[root].p = 0;
}
int main()
{
freopen("sequence.in", "r", stdin);
freopen("sequence.out", "w", stdout);
prepare();
int m, l, r, x;
scanf("%d%d", &len, &m); char ch = getchar(), str[1000];
re(i, len) scanf("%d", &a[i]); ins(1);
re(i, m) {
scanf("%s", str);
if (!strcmp(str, "INSERT")) {scanf("%d%d", &l, &len); re(i, len) scanf("%d", &a[i]); ins(++l);}
if (!strcmp(str, "DELETE")) {scanf("%d%d", &l, &r); r += l++; del(l, r);}
if (!strcmp(str, "MAKE-SAME")) {scanf("%d%d%d", &l, &r, &x); r += l++; mksame(l, r, x);}
if (!strcmp(str, "REVERSE")) {scanf("%d%d", &l, &r); r += l++; reve(l, r);}
if (!strcmp(str, "GET-SUM")) {scanf("%d%d", &l, &r); r += l++; printf("%d\n", get_sum(l, r));}
if (!strcmp(str, "MAX-SUM")) printf("%d\n", max_sum());
ch = getchar();
}
fclose(stdin); fclose(stdout);
return 0;
}
最后把我的這個(gè)代碼與BYVoid神犇的本題代碼進(jìn)行測(cè)試比較，結(jié)果（BYVoid神犇的代碼見
這里）：
BYVoid神犇的：
評(píng)結(jié)果/BYVoid_Sequence.jpg)
本沙茶的：
評(píng)結(jié)果/Mato_No1_Sequence.jpg)
【相關(guān)論文】
運(yùn)用伸展樹解決數(shù)列維護(hù)問題 by JZP
【感謝】
JZP神犇（提供論文）
BYVoid神犇（提供標(biāo)程）