我們首先考慮一塊石頭高度變化對每個高度的查詢的答案的影響，
即我們要記錄，對於每個高度的查詢的答案
所以要離散化高度（不然哪開的下陣列啊）
不難發現，一次變化的對於不同高度的影響，對於一段連續高度是相同的
即一次修改操作，對於一段連續高度的答案，影響相同，滿足區間修改性質
就決定是你了，樹狀陣列
具體來說，考慮修改位置修改前後和兩邊的高度關係
但是情況很多，不妨把修改操作換成先刪除（把高度降為0），再插入
考慮刪除，插入的話，反過來就好，中間的是刪除位置
情況1：中間比兩邊低
最簡單的情況，不難發現，刪除掉中間的只能讓高度為$part1$的區間的答案$+1$，因為它割裂了兩邊的連續區間
情況2：中間比兩邊高
最高的區間影響就很廣了
對於$part1:$它的刪除會割裂兩邊的區間$val~of~part1++$
對於$part2:$因為兩邊沒有構成連續區間，所以沒有影響
對於$part3:$原來是有露出來的，現在沒了，當然要減掉了
情況3：中間的高度也中等
也很簡單了，只對$part1$有影響
然而這樣處理的只是答案的變化，我們還需要統計初始答案
還是考慮高度變化對答案的影響，不難發現，隨著高度上公升，未被覆蓋的點的個數是單調不公升的
按高度開$vector$，把每個高度恰好被覆蓋的所有位置扔進去
從小到大列舉高度，先將這個高度的答案設為上乙個高度的答案，取出這個高度恰好被覆蓋的所有位置，統計這個位置的影響
如果它比兩邊高，模擬上面情況2，答案減一
低呢，答案加一
這樣我們就解決了這個問題
上**：
#include#include#include
#include
using
namespace
std;
const
int maxn=2e5+10
;vector
v[2*maxn];
int pre[2*maxn],n,m,a[maxn],mp[2*maxn],op[maxn],cnt,b[maxn],d[maxn],c[2*maxn];
bool vis[2*maxn];
int lowbit(int
x)int sum(int
x)
return
ret;
}void add(int x,int
ch)}
intmain()
for(int i=1;i<=m;i++)
sort(mp+1,mp+cnt+1
); cnt=unique(mp+1,mp+cnt+1)-mp-1
;
for(int i=1;i<=n;i++)
for(int i=1;i<=m;i++)
b[i]=lower_bound(mp+1,mp+cnt+1,b[i])-mp;
pre[
1]=1,vis[0]=vis[n+1]=1
;
for(int i=2;i<=cnt;i++)
}for(int i=1;i<=m;i++)
}return0;
}
洛谷P3616 富金森林公園
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