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\(a_i = max(a_i, x)\) 這種操作的 tag 不需要實際記錄下來，son.mn1 = min(max(son.mn1, dad.mn1), dad.mx1)就行了。
修改mn1, mn2的時候需要特判區間只有 1 個數和 2 個數的情況，因為這些情況涉及到mx1, mx2也可能改變。
想清楚tag_cover和tag_add應該如何疊加。
想清楚怎樣更新嚴格的mn1, mn2。
**長的時候心態別崩，不要皮，不要打錯變數名……這是老生常談了。
善於利用黑暗暴走 oj 。
關於複雜度證明：關鍵節點，似乎乙個關鍵節點改變用乙個 log ，然後根據 tag 標記的原理至多 log 個 tag ，所以理論上是 \(o(n\cdot \log^2 n)\) ，實際上接近 \(o(n\cdot \log n)\) 。
upd: 一點優化
雖然還沒有到達要修改的區間 \([s,t]\) ，但是修改操作對於包含 \([s,t]\) 的區間 \([l,r]\) 都已經沒有了影響，應該直接返回。
區間 and 上或者 or 上乙個數 \(x\) ，查詢 \(max\) 的題，按位討論，對於 \(sum\_and\ xor\ sum\_or = 1\) 的位（等於 \(0\) 時顯然怎麼操作都不會改變 \(max\) ），只要 \(x\) 在這些位的值全部相等即無影響，因為這樣要麼完全沒有修改這些位，要麼麼全部修改成了乙個相同的值。
((p->s_a ^ p->s_o) & x) == 0 || ((p->s_a ^ p->s_o) & x) == (p->s_a ^ p->s_o)
只討論了一種也不會太慢，但確實加上會快一些。
我為何會深入思考這個？因為 loj6507 「雅禮集訓 2018 day7」a t 飛了。
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學了一下吉老師的在某年wc的講的線段樹。特來總結,學習一番.楔子 給出乙個數列a 每次讓某個區間中的 a i 對x取min 詢問某個區間的和。n,m leq 500000 由於存在多次詢問 我們進行標記永久化也沒什麼用 如果是一次的話我可以每次把標記標記到區間 最後求值即可。這裡要引出吉司機線段樹了...
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