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解释一下本文可能用到的符号：$\wedge$ 逻辑与，$\vee$ 逻辑或。

## 关于段的问题

我们由一个小清新的问题引入：

> 对于一个 $1-n$ 的排列，我们称一个值域连续的区间为段。问一个排列的段的个数。比如，$\{5 ,3 ,4, 1 ,2\}$ 的段有：$[1,1],[2,2],[3,3],[4,4],[5,5],[2,3],[4,5],[1,3],[2,5],[1,5]$。

看到这个东西，感觉要维护区间的值域集合，复杂度好像挺不友好的。线段树可以查询某个区间是否为段，但不太能统计段的个数（也可能是因为我太菜了不会用线段树）

这里我们引入这个神奇的数据结构——析合树！

## 连续段

在介绍析合树之前，我们先做一些前提条件的限定。鉴于 LCA 的课件的定义十分玄乎，为保证读者的身心健康，我就~~口糊~~一些人性化的定义吧。

### 排列与连续段

**排列**：定义一个 $n$ 阶排列 $P$ 是一个大小为 $n$ 的序列，使得 $P_i$ 取遍 $1,2,\cdots,n$。说得形式化一点，$n$ 阶排列 $P$ 是一个有序集合满足：

1.  $|P|=n$.

2.  $\forall i,P_i\in[1,n]$.

3.  $\nexists i,j\in[1,n],P_i=P_j$. 

**连续段**：对于排列 $P$，定义连续段 $(P,[l,r])$ 表示一个区间 $[l,r]$，要求 $P_{l\sim r}$ 值域是连续的。说得更形式化一点，对于排列 $P$，连续段表示一个区间 $[l,r]$ 满足：

$$

(\nexists\ x,z\in[l,r],y\notin[l,r],\ P_x<P_y<P_z)

$$

特别地，当 $l>r$ 时，我们认为这是一个空的连续段，记作 $(P,\varnothing)$。

我们称排列 $P$ 的所有连续段的集合为 $I_P$，并且我们认为 $(P,\varnothing)\in I_P$。

### 连续段的运算

连续段是依赖区间和值域定义的，于是我们可以定义连续段的交并差的运算。

定义 $A=(P,[a,b]),B=(P,[x,y])$，且 $A,B\in I_P$。于是连续段的关系和运算可以表示为：

1.  $A\subseteq B\Leftrightarrow x\le a\wedge b\le y$. 

2.  $A=B\Leftrightarrow a=x\wedge b=y$. 

3.  $A\cap B=(P,[\max(a,x),\min(b,y)])$. 

4.  $A\cup B=(P,[\min(a,x),\max(b,y)])$. 

5.  $A\setminus B=(P,\{i|i\in[a,b]\wedge i\notin[x,y]\})$. 

其实这些运算就是普通的集合交并差放在区间上而已。

### 连续段的性质

连续段的一些显而易见的性质。我们定义 $A,B\in I_P$，那么有 $A\cup B,A\cap B,A\setminus B,B\setminus A\in I_P$。

证明？证明的本质就是集合的交并差的运算。

## 析合树

好的，现在讲到重点了。你可能已经猜到了，析合树正是由连续段组成的一棵树。但是要知道一个排列可能有多达 $O(n^2)$ 个连续段，因此我们就要抽出其中更基本的连续段组成析合树。

### 本原段

其实这个定义全称叫作**本原连续段**。但笔者认为本原段更为简洁。

对于排列 $P$，我们认为一个本原段 $M$ 表示在集合 $I_P$ 中，不存在与之相交且不包含的连续段。形式化地定义，我们认为 $X\in I_P$ 且满足 $\forall A\in I_P,\ X\cap A= (P,\varnothing)\vee X\subseteq A\vee A\subseteq X$。

所有本原段的集合为 $M_P$. 显而易见，$(P,\varnothing)\in M_P$。

显然，本原段之间只有相离或者包含关系。并且你发现**一个连续段可以由几个互不相交的本原段构成**。最大的本原段就是整个排列本身，它包含了其他所有本原段，因此我们认为本原段可以构成一个树形结构，我们称这个结构为**析合树**。更严格地说，排列 $P$ 的析合树由排列 $P$ 的**所有本原段**组成。

前面干讲这么多的定义，不来点图怎么行。考虑排列 $P=\{9,1,10,3,2,5,7,6,8,4\}$. 它的本原段构成的析合树如下：

![p1](./images/div-com1.png)

在图中我们没有标明本原段。而图中**每个结点都代表一个本原段**。我们只标明了每个本原段的值域。举个例子，结点 $[5,8]$ 代表的本原段就是 $(P,[6,9])=\{5,7,6,8,4\}$。于是这里就有一个问题：**什么是析点合点？**

### 析点与合点

这里我们直接给出定义，稍候再来讨论它的正确性。

1. **值域区间**：对于一个结点 $u$，用 $[u_l,u_r]$ 表示该结点的值域区间。

2. **儿子序列**：对于析合树上的一个结点 $u$，假设它的儿子结点是一个**有序**序列，该序列是以值域区间为元素的（单个的数 $x$ 可以理解为 $[x,x]$ 的区间）。我们把这个序列称为儿子序列。记作 $S_u$。

3. **儿子排列**：对于一个儿子序列 $S_u$，把它的元素离散化成正整数后形成的排列称为儿子排列。举个例子，对于结点 $[5,8]$，它的儿子序列为 $\{[5,5],[6,7],[8,8]\}$，那么把区间排序标个号，则它的儿子排列就为 $\{1,2,3\}$；类似的，结点 $[4,8]$ 的儿子排列为 $\{2,1\}$。结点 $u$ 的儿子排列记为 $P_u$。

4. **合点**：我们认为，儿子排列为顺序或者逆序的点为合点。形式化地说，满足 $P_u=\{1,2,\cdots,|S_u|\}$ 或者 $P_u=\{|S_u|,|S_u-1|,\cdots,1\}$ 的点称为合点。**叶子结点没有儿子排列，我们也认为它是合点**。

5. **析点**：不是合点的就是析点。

从图中可以看到，只有 $[1,10]$ 不是合点。因为 $[1,10]$ 的儿子排列是 $\{3,1,4,2\}$。

### 析点与合点的性质

析点与合点的命名来源于他们的性质。首先我们有一个非常显然的性质：对于析合树中任何的结点 $u$，其儿子序列区间的并集就是结点 $u$ 的值域区间。即 $\bigcup_{i=1}^{|S_u|}S_u[i]=[u_l,u_r]$。

对于一个合点 $u$：其儿子序列的任意**子区间**都构成一个**连续段**。形式化地说，对于 $S_u[l\sim r]$，有 $\bigcup_{i=l}^rS_u[i]\in I_P$。

对于一个析点 $u$：其儿子序列的任意**长度大于 1（这里的长度是指儿子序列中的元素数，不是下标区间的长度）**的子区间都**不**构成一个**连续段**。形式化地说，对于 $S_u[l\sim r]$，有 $\bigcup_{i=l}^rS_u[i]\in I_P$。

合点的性质不难~~口糊~~证明。因为合点的儿子排列要么是顺序，要么是倒序，而值域区间也是首位相接，因此只要是连续的一段子序列（区间）都是一个连续段。

对于析点的性质可能很多读者就不太能理解了：为什么**任意**长度大于 $1$ 的子区间都不构成连续段？

使用反证法。假设对于一个点 $u$，它的儿子序列中有一个**最长的**区间 $S_u[l\sim r]$ 构成了连续段。那么这个 $A=\bigcup_{i=l}^rS_u[i]\in I_P$，也就意味着 $A$ 是一个本原段！（因为 $A$ 是儿子序列中最长的，因此找不到一个与它相交又不包含的连续段）于是你就没有使用所有的本原段构成这个析合树。矛盾。

### 析合树的构造

前面讲了这么多零零散散的东西，现在就来具体地讲如何构造析合树。LCA 大佬的线性构造算法我是没看懂的，今天就讲一下比较好懂的 $O(n\log_2n)$ 的算法。

#### 增量法

我们考虑增量法。用一个栈维护前 $i-1$ 个元素构成的析合森林。在这里我需要**着重强调**，析合森林的意思是，在任何时侯，栈中结点要么是析点要么是合点。现在考虑当前结点 $P_i$。

1. 我们先判断它能否成为栈顶结点的儿子，如果能就变成栈顶的儿子，然后把栈顶取出，作为当前结点。重复上述过程直到栈空或者不能成为栈顶结点的儿子。

2. 如果不能成为栈顶的儿子，就看能不能把栈顶的若干个连续的结点都合并成一个结点（判断能否合并的方法在后面），把合并后的点，作为当前结点。

3. 重复上述过程直到不能进行为止。然后结束此次增量，直接把当前结点圧栈。

接下来我们仔细解释一下。

#### 具体的策略

我们认为，如果当前点能够成为栈顶结点的儿子，那么栈顶结点是一个合点。如果是析点，那么你合并后这个析点就存在一个子连续段，不满足析点的性质。因此一定是合点。

如果无法成为栈顶结点的儿子，那么我们就看栈顶连续的若干个点能否与当前点一起合并。我们预处理一个数组 $L$，$L_i$ 表示右端点下标为 $i$ 的连续段中，左端点的最小值。当前结点为 $P_i$ ，栈顶结点记为 $t$。

1. 如果 $t_l<L_i$ 那么显然当前结点无法合并；

2. 如果 $t_l=L$，那么这就是两个结点合并，合并后就是一个**合点**；

3. 如果在栈中存在一个点 $t'$ 的左端点 ${t'}_l=L_i$，那么一定可以从当前结点合并到 $t’$ 形成一个**析点**；

4. 否则，我们找到栈中的一个点 $t'$ 使得 ${t'}_l<L_i\le {t'}_r$。由连续段的差运算可知 $(P,[{t'}_r+1,i])$ 也是连续段，于是合并 $t'$ 之后的结点到当前结点成一个**析点**即可。

#### 判断能否合并

最后，我们考虑如何处理 $L$ 数组。事实上，一个连续段 $(P,[l,r])$ 等价于区间极差与区间长度 -1 相等。即

$$

\max_{l\le i\le r}P_i-\min_{l\le i\le r}P_i=r-l

$$

而且由于 P 是一个排列，因此对于任意的区间 $[l,r]$ 都有

$$

\max_{l\le i\le r}P_i-\min_{l\le i\le r}P_i\ge r-l

$$

于是我们就维护 $\max_{l\le i\le r}P_i-\min_{l\le i\le r}P_i-(r-l)$，那么要找到一个连续段相当于查询一个最小值！

有了上述思路，不难想到这样的算法。对于增量过程中的当前的 $i$，我们维护一个数组 $Q$ 表示区间 $[j,i]$ 的极差减长度。即

$$

Q_j=\max_{j\le k\le i}P_k-\min_{j\le k\le i}P_k-(i-j),\ \ 0<j<i

$$

现在我们想知道在 $1\sim i-1$ 中是否存在一个最小的 $j$ 使得 $Q_j=0$。这等价于求 $Q_{1\sim i-1}$ 的最小值。求得最小的 $j$ 就是 $L_i$。如果没有，那么 $L_i=i$。

但是当第 $i$ 次增量结束时，我们需要快速把 $Q$ 数组更新到 i+1 的情况。原本的区间从 $[j,i]$ 变成 $[j,i+1]$，如果 $P_{i+1}>\max$ 或者 $P_{i+1}<\min$ 都会造成 $Q_j$ 发生变化。如何变化？如果 $P_{i+1}>\max$，相当于我们把 $Q_j$ 先减掉 $\max$ 再加上 $P_{i+1}$ 就完成了 $Q_j$ 的更新；$P_{i+1}<\min$ 同理，相当于 $Q_j=Q_j+\min-P_{i+1}$. 

那么如果对于一个区间 $[x,y]$，满足 $P_{x\sim i},P_{x+1\sim i},P_{x+2\sim i},\cdots,P_{y\sim i}$ 的区间 $\max$ 都相同呢？你已经发现了，那么相当于我们在做一个区间加的操作；同理，当 $P_{x\sim i},P_{x+1\sim i},\cdots,P_{y\sim i}$ 的区间 $\min$ 都想同时也是一个区间加的操作。同时，$\max$ 和 $\min$ 的更新是相互独立的， 因此可以各自更新。

因此我们对 $Q$ 的维护可以这样描述：

1. 找到最大的 $j$ 使得 $P_{j}>P_{i+1}$，那么显然，$P_{j+1\sim i}$ 这一段数全部小于 $P_{i+1}$，于是就需要更新 $Q_{j+1\sim i}$ 的最大值。由于 $P_{i},\max(P_i,P_{i-1}),\max(P_i,P_{i-1},P_{i-2}),\cdots,\max(P_i,P_{i-1},\cdots,P_{j+1})$ 是（非严格）单调递增的，因此可以每一段相同的 $\max$ 做相同的更新，即区间加操作。

2. 更新 $\min$ 同理。

3. 把每一个 $Q_j$ 都减 $1$。因为区间长度加 $1$。

4. 查询 $L_i$：即查询 $Q$ 的最小值的所在的**下标**。

没错，我们可以使用线段树维护 $Q$！现在还有一个问题：怎么找到相同的一段使得他们的 $\max/\min$ 都相同？使用单调栈维护！维护两个单调栈分别表示 $\max/\min$。那么显然，栈中以相邻两个元素为端点的区间的 $\max/\min$ 是相同的，于是在维护单调栈的时侯顺便更新线段树即可。

具体的维护方法见代码。

讲这么多干巴巴的想必小伙伴也听得云里雾里的，那么我们就先上图吧。长图警告！

![p2](./images/div-com2.jpg)

### 实现

最后放一个实现的代码供参考。代码转自[大米饼的博客](https://www.cnblogs.com/Paul-Guderian/p/11020708.html)，被我加了一些注释。

```cpp

#include<bits/stdc++.h>

#define rg register 

using namespace std;

const int N=200010;

int n,m,a[N],st1[N],st2[N],tp1,tp2,rt;

int L[N],R[N],M[N],id[N],cnt,typ[N],bin[20],st[N],tp;

char gc(){

    static char*p1,*p2,s[1000000];

    if(p1==p2)p2=(p1=s)+fread(s,1,1000000,stdin);

    return(p1==p2)?EOF:*p1++;

}

int rd(){

    int x=0;char c=gc();

    while(c<'0'||c>'9')c=gc();

    while(c>='0'&&c<='9')x=(x<<1)+(x<<3)+c-'0',c=gc();

    return x;

}

char ps[1000000],*pp=ps;

void flush(){fwrite(ps,1,pp-ps,stdout);pp=ps;}

void push(char x){if(pp==ps+1000000)flush();*pp++=x;}

void write(int l,int r){

    static int sta[N],top;

    if(!l)push('0');else{

        while(l)sta[++top]=l%10,l/=10;

        while(top)push(sta[top--]^'0');}

    push(' ');

    if(!r)push('0');else{

        while(r)sta[++top]=r%10,r/=10;

        while(top)push(sta[top--]^'0');}

    push('\n');

}

struct RMQ{// 预处理 RMQ（Max & Min）

    int lg[N],mn[N][17],mx[N][17];

    void chkmn(int&x,int y){if(x>y)x=y;}

    void chkmx(int&x,int y){if(x<y)x=y;}

    void build(){

        for(int i=bin[0]=1;i<20;++i)bin[i]=bin[i-1]<<1;

        for(int i=2;i<=n;++i)lg[i]=lg[i>>1]+1;

        for(int i=1;i<=n;++i)mn[i][0]=mx[i][0]=a[i];

        for(int i=1;i<17;++i)

            for(int j=1;j+bin[i]-1<=n;++j)

                mn[j][i]=min(mn[j][i-1],mn[j+bin[i-1]][i-1]),

                    mx[j][i]=max(mx[j][i-1],mx[j+bin[i-1]][i-1]);

    }

    int ask_mn(int l,int r){

        int t=lg[r-l+1];

        return min(mn[l][t],mn[r-bin[t]+1][t]);

    }

    int ask_mx(int l,int r){

        int t=lg[r-l+1];

        return max(mx[l][t],mx[r-bin[t]+1][t]);

    }

}D;

// 维护 L_i

struct SEG{// 线段树

#define ls (k<<1)

#define rs (k<<1|1)

    int mn[N<<1],ly[N<<1];// 区间加；区间最小值

    void pushup(int k){mn[k]=min(mn[ls],mn[rs]);}

    void mfy(int k,int v){mn[k]+=v,ly[k]+=v;}

    void pushdown(int k){if(ly[k])mfy(ls,ly[k]),mfy(rs,ly[k]),ly[k]=0;}

    void update(int k,int l,int r,int x,int y,int v){

        if(l==x&&r==y){mfy(k,v);return;}

        pushdown(k);

        int mid=(l+r)>>1;

        if(y<=mid)update(ls,l,mid,x,y,v);

        else if(x>mid)update(rs,mid+1,r,x,y,v);

        else update(ls,l,mid,x,mid,v),update(rs,mid+1,r,mid+1,y,v);

        pushup(k);

    }

    int query(int k,int l,int r){// 询问 0 的位置

        if(l==r)return l;

        pushdown(k);

        int mid=(l+r)>>1;

        if(!mn[ls])return query(ls,l,mid);

        else return query(rs,mid+1,r);

        // 如果不存在 0 的位置就会自动返回一个极大值

    }

}T;

int o=1,hd[N],dep[N],fa[N][18];

struct Edge{int v,nt;}E[N<<1];

void add(int u,int v){// 树结构加边

    E[o]=(Edge){v,hd[u]};hd[u]=o++;

    //printf("%d %d\n",u,v);

}

void dfs(int u){

    for(int i=1;bin[i]<=dep[u];++i)fa[u][i]=fa[fa[u][i-1]][i-1];

    for(int i=hd[u];i;i=E[i].nt){

        int v=E[i].v;

        dep[v]=dep[u]+1;

        fa[v][0]=u;

        dfs(v);

    }

}

int go(int u,int d){

    for(int i=0;i<18&&d;++i)if(bin[i]&d)d^=bin[i],u=fa[u][i];

    return u;

}

int lca(int u,int v){

    if(dep[u]<dep[v])swap(u,v);

    u=go(u,dep[u]-dep[v]);

    if(u==v)return u;

    for(int i=17;~i;--i)if(fa[u][i]!=fa[v][i])u=fa[u][i],v=fa[v][i];

    return fa[u][0];

}

// 判断当前区间是否为连续段

bool judge(int l,int r){return D.ask_mx(l,r)-D.ask_mn(l,r)==r-l;}

// 建树

void build(){

    for(int i=1;i<=n;++i){

        // 单调栈

        // 在区间 [st1[tp1-1]+1,st1[tp1]] 的最小值就是 a[st1[tp1]]

        // 现在把它出栈，意味着要把多减掉的 Min 加回来。

        // 线段树的叶结点位置 j 维护的是从 j 到当前的 i 的

        //Max{j,i}-Min{j,i}-(i-j)

        // 区间加只是一个 Tag。

        // 维护单调栈的目的是辅助线段树从 i-1 更新到 i。

        // 更新到 i 后，只需要查询全局最小值即可知道是否有解

        while(tp1&&a[i]<=a[st1[tp1]])// 单调递増的栈，维护 Min

            T.update(1,1,n,st1[tp1-1]+1,st1[tp1],a[st1[tp1]]),tp1--;

        while(tp2&&a[i]>=a[st2[tp2]])

            T.update(1,1,n,st2[tp2-1]+1,st2[tp2],-a[st2[tp2]]),tp2--;

        T.update(1,1,n,st1[tp1]+1,i,-a[i]);st1[++tp1]=i;

        T.update(1,1,n,st2[tp2]+1,i,a[i]);st2[++tp2]=i;

        id[i]=++cnt;L[cnt]=R[cnt]=i;// 这里的 L,R 是指值域的上下界

        int le=T.query(1,1,n),now=cnt;

        while(tp&&L[st[tp]]>=le){

            if(typ[st[tp]]&&judge(M[st[tp]],i)){

                // 判断是否能成为儿子，如果能就做

                R[st[tp]]=i, add(st[tp],now), now=st[tp--];

            }else if(judge(L[st[tp]],i)){

                typ[++cnt]=1;// 合点一定是被这样建出来的

                L[cnt]=L[st[tp]], R[cnt]=i, M[cnt]=L[now];

                add(cnt,st[tp--]), add(cnt,now);

                now=cnt;

            }else{

                add(++cnt,now);// 新建一个结点，把 now 添加为儿子

                // 如果从当前结点开始不能构成连续段，就合并。

                // 直到找到一个结点能构成连续段。而且我们一定能找到这样

                // 一个结点。

                do add(cnt,st[tp--]); while(tp&&!judge(L[st[tp]],i));

                L[cnt]=L[st[tp]], R[cnt]=i, add(cnt,st[tp--]);

                now=cnt;

            }

        }

        st[++tp]=now;// 增量结束，把当前点圧栈

        T.update(1,1,n,1,i,-1);// 因为区间右端点向后移动一格，因此整体 -1

    }

    rt=st[1];// 栈中最后剩下的点是根结点

}

void query(int r,int l){

    int x=id[l],y=id[r];

    int z=lca(x,y);

    if(typ[z]&1)

        l=L[go(x,dep[x]-dep[z]-1)],

        r=R[go(y,dep[y]-dep[z]-1)];

    else l=L[z],r=R[z];

    write(l,r);

}// 分 lca 为析或和，这里把叶子看成析的

int main(){

    freopen("c.in","r",stdin);

    freopen("c.out","w",stdout);

    n=rd();

    for(int i=1;i<=n;++i)a[i]=rd();

    D.build();

    build();

    dfs(rt);

    m=rd();

    for(int i=1;i<=m;++i)query(rd(),rd());

    return flush(),0;

}

//20190612

// 析合树

```

## 参考文献

刘承奥. 简单的连续段数据结构. WC2019营员交流.

[大米饼的博客-【学习笔记】析合树](https://www.cnblogs.com/Paul-Guderian/p/11020708.html)