【描述】
給定乙個長度為n的正整數數列a[i]。
定義2個位置的graze值為兩者位置差與數值差的和，即graze(x,y)=|x-y|+|a[x]-a[y]|。
2種操作（k都是正整數）：
1.modify x k：將第x個數的值修改為k。
2.query x k：詢問有幾個i滿足graze(x,i)<=k。因為可持久化資料結構的流行，詢問不僅要考慮當前數列，還要
考慮任意歷史版本，即統計任意位置上出現過的任意數值與當前的a[x]的graze值<=k的對數。（某位置多次修改為 同樣的數值，按多次統計）
由於我們要考慮任意歷史版本，所以題意實際上是：
1.加入乙個點(pos,val)
2.詢問graze(x,i)<=k的點數
經過簡單座標變換，問題變成：
1.加入乙個點(val+pos,val-pos)
2.詢問座標平面乙個矩形裡點的數量(n
log2
n)
o(nlog^2n)
o(nlog
2n)，空間複雜度o(n
logn
)o(nlogn)
o(nlog
n)。注意**空間，否則空間複雜度會降為o(n
log2
n)
o(nlog^2n)
o(nlog
2n)。
二進位制分組複雜度分析：
對於每個修改，我們發現合併複雜度與當且修改個數的lowbit有關。設f(x
)=xl
og2x
f(x)=xlog_2x
f(x)=x
log2
x，那麼時間複雜度就是：
∑ i=
1nf(
lowb
it(i
))
\sum_^n f(lowbit(i))
i=1∑n
f(lo
wbit
(i))
對於每個lowbit分別考慮有多少個數的lowbit是它：
∑ i=
1log
2nf(
2i)∗
n2i+
1\sum_^f(2^i)*\frac}
i=1∑lo
g2n
f(2
i)∗2
i+1n
即：∑ i=
1log
2n2i
∗i∗n
2i+1
\sum_^2^i*i*\frac}
i=1∑lo
g2n
2i∗
i∗2i
+1n
上式小於：
∑ i=
1log
2nlo
g2n∗
n2
\sum_^log_2n*\frac
i=1∑lo
g2n
log
2n∗
2n所以合併時間複雜度上界就是o(n
log2
n)
o(nlog^2n)
o(nlog
2n)。查詢需要在log個資料結構裡花費log的代價，所以詢問的時間複雜度也是o(n
log2
n)
o(nlog^2n)
o(nlog
2n)。
**：
#include
#define re register
#define mp make_pair
using
namespace std;
const
int n=
2e5+
5,lim=
2e5,m=
1e5;
inline
intred()
typedef pair<
int,
int>t;
int n,m,a[n]
,b,c;
int rt[19]
[n],ch[n*40|
1][2
],s[n*30|
1],top=
0,siz[n*40|
1],num=
0,tot=0;
vectorv[19]
;bool vis[n*40|
1];inline
intnode
(int p=0)
void
del(
int p)
intchange
(int p,
int l,
int r,
int pos)
intquery
(int u,
int v,
int l,
int r,
int ql,
int qr)
void
rebuild
(int p)
void
insert
(int x,
int y)
v[++num]
=t;rebuild
(num);}
intquery
(int x,
int y,
int len)
return ans;
}char ss[9]
;int
main()
case
'q':}}
}
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