无旋平衡树之 fhq treap（图解）❤️

本文记录一种简洁优美的无旋平衡树 fhq treap 的结构和原理。

其最大优点就是：代码量比较短，但是功能却很强劲。

因为它的所有能力最终都基于两个基本的操作: 分裂 和 合并。

文章较长，图片较多。

前置说明 ¶

先回顾 二叉搜索树 和 堆 的性质，然后 Treap 是二者之结合。

二叉搜索树 BST ¶

二叉搜索树（BST）^[1] 的性质：

1. 任意左子树上的所有节点值 小于 它的根节点的值。
2. 任意右子树上的所有节点值 大于 它的根节点的值。

简而言之：left < root < right。

堆 Heap ¶

堆（Heap）^[2] 的性质： 所有父亲节点的值不大于其孩子节点的值的完全二叉树。

简而言之：root <= left 且 root <= right。

树堆 Treap ¶

树堆（Treap）= 二叉搜索树（BST）+ 堆（Heap）。

树堆 ^[3] 的节点维护两个信息：

• 权值 val - 按此值形成 BST
• 随机值 rnd - 按此值形成 Heap，以实现随机平衡（弱平衡）。

FHQ Treap 是一种最常用的无旋 Treap，核心操作只有两个：

• 分裂：按权值 val 分裂，递归过程。
• 合并：按随机值 rnd 合并，递归过程。

其他功能全部是基于这两种基本操作的。

核心操作 ¶

结构定义 ¶

静态开一个数组来存储节点：

const int N = 10005;

struct {
    int l, r;  // 左右孩子的下标
    int val;   // BST 的权值
    int rnd;   // 堆的随机值
    int size;  // 树的大小
} tr[N];

int root = 0, n = 0;  // 根节点, 最新节点的下标

pushup 函数 ¶

在递归的过程中，后序地综合左右子树的信息、维护父树的信息。

只维护子树大小 size 信息的 pushup 函数代码如下：

// 父树内的节点数 = 左子树的节点数 + 右子树的节点数 + 1 （根节点本身）
void pushup(int p) {
    tr[p].size = tr[tr[p].l].size + tr[tr[p].r].size + 1;
}

pushup 跟随在递归之后，自底向上进行，在 分裂 和 合并 过程中都会调用。

伪代码示意如下：

void dfs(...) {
    dfs(...);
    // 因为子树结构可能变化，需要在递归后，维护树 p 的信息
    pushup(p);
}

在实际场景中，也可以借路 pushup 函数维护其他信息，比如用 treap 来优化 DP 转移的时候， 常涉及维护某个值域范围上的最值、求和等信息。

分裂 split ¶

分裂函数 split(p, v, &x, &y) 的含义是：

1. 把树 p 按值 v 分裂成两颗子树：左边的 x 和 右边的 y。
2. 使得分裂后子树 x 中的权值全部不大于 v，子树 y 中的权值全部大于 v。

先看代码实现，注意传参 x 和 y 是引用：

void split(int p, int v, int &x, int &y) {
    if (!p) { x = y = 0; return; }
    if (tr[p].val <= v) {
        x = p;
        split(tr[p].r, v, tr[p].r, y);
    } else {
        y = p;
        split(tr[p].l, v, x, tr[p].l);
    }
    pushup(p);
}

简单分析代码中的第一种情况，第二种情况是类似的，可以结合下面的图示来理解。

如果给定的值 v 不小于当前节点 p 的权值，那么：

1. p 的左子树中的权值肯定全部小于 v，分裂后属于 x。此时，x 可确定为 p。
2. 只需要继续递归分裂 p 的右子树。但是 y 还未确定，需要继续向下带。

假设下一层递归分裂后的左右子树是 x' 和 y'，那么：

1. y 应该指向 y'
2. x' 应该作为 x 的右子树，因为都 ≤ v

简而言之，此时 要递归分裂右子树，进而得到的左子树成为当前节点的右子树。

因此，这种情况下的递归代码如下，注意第 3、4 个参数是引用：

if (tr[p].val <= v) {
    // x 可以确定为 p
    x = p;
    // 继续递归分裂右子树
    // y 需要指向 y'
    // x 的右孩子需要指向 x'
    split(tr[p].r, v, tr[p].r, y);
}

另一种情况，是类似的道理，不再赘述。

显然，分裂后的两颗子树也是 treap。

分裂操作的动态示意图如下：

在树相对平衡的情况下，分裂的平均时间复杂度是 $O(\log{n})$。

可以看到，分裂操作只利用了二叉搜索树的性质。

一个重要的性质是，分裂不改变中序遍历。详细点说是，分裂不会改变任意两个节点在中序遍历中位置的相对顺序。

在下图中，中序遍历的结果可以映射到一根数轴上，可以看到分裂并不影响中序。

分裂操作不影响中序顺序的详细解释

严格一点分析的话，仍然看第一种情况，即 tr[p].val <= v 的这个逻辑分支。

下图中，在分裂后 x 节点指向了 x'，但是 x' 一定来自 x 原来的右子树中，所以 x' 在中序遍历中一定仍位于 x 之后。

同样的分析可以适用另一种情况。

分裂路径上只有这两种情况，因此所涉及的节点在中序中的相对顺序并不会改变。

合并 merge ¶

合并函数 merge(x, y) 的含义是：

1. 按堆的随机值 rnd 合并两颗 treap x 和 y，使得合并后成为一颗新的 treap
2. 入参要求：x 中全部节点的权值 要全部不大于 y 中全部节点的权值。

显然 split 函数分裂得到的两颗子树，是满足 merge 的入参要求的。

事实上，fhq treap 的大部分上层能力都是「先分后合」的套路。

合并的核心逻辑是，比较 x 和 y 的随机值的大小，rnd 小的放在上面。

先看代码实现：

int merge(int x, int y) {
    if (!x || !y) return x + y;
    if (tr[x].rnd < tr[y].rnd) {
        tr[x].r = merge(tr[x].r, y);
        pushup(x);
        return x;
    } else {
        tr[y].l = merge(x, tr[y].l);
        pushup(y);
        return y;
    }
}

只讨论第一种情况，另一种情况是类似的。

如果 x.rnd 更小，那么：

1. 应该把 x 节点放上面，也就是 要选择 x 作为新树的根。
2. 因为 x 中的权值全部小于 y 的，所以要把 y 放在 x 的（新的）右子树中。
3. 先把 x 原来的右子树 x.r 和 y 合并，得到新的树 y'，即成为 x 新的右子树。

简而言之，此时 要先递归合并 x 的右子树和 y，然后成为 x 新的右子树。

这种情况代码注释如下：

if (tr[x].rnd < tr[y].rnd) {
    // 递归合并 x 的原右子树 和 y，记作 y'
    // y' 成为 x 新的右子树
    tr[x].r = merge(tr[x].r, y);
    // 因为 x 树内的结构发生了变化，所以要后序维护 x 的信息
    pushup(x);
    return x;
}

一个细节是，原来的右子树 x.r 的全部权值是不大于 y 的全部权值的， 递归调用时满足 merge 的入参要求。

另一种情况，是类似的道理，不再赘述。

合并操作的动态示意图如下：

在树相对平衡的情况下，合并的平均时间复杂度是 $O(\log{n})$。

可以看到，合并操作保障了堆的性质，进而让 treap 平衡（绝大多数情况下）。

同样，一个重要的性质是，合并不改变中序遍历。

下图中，中序遍历的结果映射到一根数轴上，在满足 x 的权值全部不大于 y 的权值的情况下， 合并操作并不影响中序（其中，节点旁边的红色数字是随机值）。

合并操作不影响中序顺序的详细解释

严格一点的分析，仍然看第一种情况，即 x 放上面的这个逻辑分支，那么最终 x 的右孩子一定指向 y。

下图中，假设在合并前 x 的右孩子原本指向 x'，那么合并之后 x' 一定存在于 y 的子树之中。 可以看下面的代码来帮助理解这一点。

if (tr[x].rnd < tr[y].rnd) {
    // x 放上面，那么先递归合并 x 的右子树 和 y，再作为 x 的右子树。
    tr[x].r = merge(tr[x].r, y);
    pushup(x);
    return x;
}

也就是说，x' 原本是 x 的右孩子节点，合并后会在 x 的右子树之中，那么 x' 在中序遍历中仍然位于 x 之后。

所以，对于这一种情况，合并操作不会影响节点在中序遍历中的相对顺序。

另一种情况可类似地分析。

合并的路径上，可能发生顺序变化的节点只有这两种情况，结论得证。

常用操作 ¶

大部分都是「先分后合」，切入点在于如何剖出目标子树。

插入 insert ¶

要插入一个权值为 v 的新节点：

1. 先按 v 分裂成 x 和 y 两个子树.
2. 新建一个权值为 v 的节点 z.
3. 先合并 x 和 z，再合并 y.

其中的一个细节是，合并时的顺序是满足 merge 函数的入参要求的。

// 插入一个权值为 v 的新节点
void insert(int v) {
    // 按 v 分裂, 找到插入点 x <=v < y
    int x, y;
    split(root, v, x, y);
    // 新建节点
    int z = newnode(v);
    // 依次合并 x, z 和 y (权值 val 也满足如此顺序)
    root = merge(merge(x, z), y);
}

删除 del ¶

del(v) 函数负责删掉树中权值为 v 的一个节点。

和 insert 函数一样，关键是如何剖出目标子树：

1. 先按值 v 分裂出左右子树 x 和 z。
2. 再按值 v-1 分裂子树 x，分成 x 和 y。

现在，子树 y 中的全部节点的值都是 v。

如果把所有权值是 v 的节点删除，那么只需要 merge(x, z) 即可。

现在，我们只删除一个值为 v 的节点，把 y 的根删掉，只需要把其左右子树合并：

y = merge(tr[y].l, tr[y].r);

最后，再依次把 x, y, z 合并起来，即可。

如果 y 是空树呢？也就是 v 不存在的情况。

上面的代码实现中，合并空树的两个子树，得到的也是空树。 所以，如果找不到 v，就相当于没有删除任何节点，符合预期。

// 删除一个权值是 v 的节点
void del(int v) {
    int x, y, z;
    // 先找到 v 的分割点 => x <= v < z
    split(root, v, x, z);
    // 再按 v-1 分裂 x 树 => x <= v-1 < y <= v
    split(x, v - 1, x, y);
    // y 就是值等于 v 的节点, 删除它
    // 如果找不到 v, y 就是空树, 其左右孩子都是 0, 不影响
    y = merge(tr[y].l, tr[y].r);
    // 再把 x, y, z 合并起来
    root = merge(merge(x, y), z);
}

排名 rank ¶

rank 函数的含义是，返回权值为 v 在树中的排名。

比如，假如树中的节点的权值是 3,5,2,1,3，那么 3 在其中的排名是 3。

排名其实就是 小于 v 的节点个数再加一。

按 v-1 分裂出左子树 x，答案就是 x.size + 1。

搞完以后，要记得合并回去。

// 查找排名, 满足 < v 的个数+1
int rank(int v) {
    int x, y;
    split(root, v - 1, x, y);
    int ans = tr[x].size + 1;
    root = merge(x, y);
    return ans;
}

第 k 小 topk ¶

topk 函数的含义是：查找出树中第 k 小的权值。

比如，假如树中的节点的权值是 3,5,2,1,3，那么 topk(4) 的权值是 3。

只需要利用 treap 的二叉搜索树性质。

假设当前节点的左子树的大小是 lsz，分情况讨论：

1. 如果 lsz+1 恰好是 k，那么当前节点的权值就是第 k 小。
2. 如果 k<lsz+1，因为左子树的权值全部小于根节点，那么需要继续递归向左子树查找第 k 小。
3. 如果 k>lsz+1，因为左子树已经占了 lsz 个，再排除根节点，需要继续向右子树查找第 k-lsz-1 小。

下图是第 3 种情况的示意图，其他两种情况也是显然的。

把二叉搜索树的中序遍历结果映射到一根数轴上看，结论会非常明显。

int topk(int p, int k) {
    int lsz = tr[tr[p].l].size;
    if (k == lsz + 1) return tr[p].val;
    if (k <= lsz) return topk(tr[p].l, k);
    return topk(tr[p].r, k - lsz - 1);
}

前驱、后继 ¶

前驱函数 get_pre(v) 的含义是：找出树中严格小于 v 的最接近的权值。

后继函数 get_suc(v) 的含义是：找出树中严格大于 v 的最接近的权值。

两个函数思路相似，只说明前驱函数的实现：

1. 先按 v-1 分裂，剖出小于 v 的子树 x，然后返回其中最大值。
2. 找子树 x 最大值的过程，可以利用 topk 函数，也就是 topk(x.size)。

// 前驱, 严格 <v 的值
int get_pre(int v) {
    int x, y;
    split(root, v - 1, x, y);
    int ans = topk(x, tr[x].size);
    root = merge(x, y);
    return ans;
}

// 后继, 严格 > v 的值
int get_suc(int v) {
    int x, y;
    split(root, v, x, y);
    int ans = topk(y, 1);
    root = merge(x, y);
    return ans;
}

模板代码 ¶

支持上述操作的一般叫做「普通平衡树」：题目 P6136、代码

区间操作 ¶

下面的部分，相较于普通的 fhq treap，难度稍大一点。

要支持一个数组上的区间操作，主要有两点要修改：

1. 原来是按值分裂，现在 要按位置分裂。
2. 要实现「区间更新」的话，需要 延迟标记 的机制来优化。

将分别展开讨论。

按位置分裂 ¶

分裂的依据

前面有说过，分裂 和 合并 操作都不会影响中序遍历结果 ^{[4] [5]}。

现在，放弃 treap 对权值形成二叉搜索树的性质，变为 对下标形成二叉搜索树。

举例，数组 [3,5,2,8,1,4,3]，将它按组织成一棵树，如下图所示，其中节点内的黑色数字表示下标、旁边红色的数字表示元素值。 因为下标是严格有序的，所以这颗树对下标的中序遍历就是下标的递增序列。

按位置 k 对这棵树进行分裂，分裂后下标的中序顺序不会变化，亦即分裂不会打乱下标顺序。

对于合并操作，因为合并只利用了随机值，与权值无关，所以可继续沿用，代码无需变化。 同样，合并操作不会影响下标的中序顺序。

综之，按下标分裂 和 合并 这两种核心操作，都不会改变下标的顺序，这是其能够维护区间的根本原因。

看做「区间树」

其实，修改后的 treap 可以看做一种「区间树」，这和线段树很像：

1. 每一个节点代表原数组上的一段区间。
2. 父节点的区间 = 左孩子的区间 + 父节点本身 + 右孩子的区间。
3. 并非每一段区间都有一个节点来代表。
4. 但是总可以剖分出一颗子树来代表任一段区间。

比如下图中可以分裂两次来得到绿色的子树，它对应着绿色区间 [2,4]：

新的分裂函数

现在分裂函数 split(p, k, &x, &y) 的含义是：

1. 在位置 k 处分裂树 p 为两颗子树 x 和 y.
2. 使得：
   1. 左边的树 x 中节点在原数组中的位置 全部不大于 k
   2. 右边的树 y 中节点在原数组中的位置 全部大于 k.

节点结构的定义无需新增字段，「按位置分裂」可以转化为「按子树的大小分裂」。

可直接看代码实现，和原来的分裂函数只有稍许不同。

#define ls tr[p].l
#define rs tr[p].r

void split(int p, int k, int &x, int &y) {
    if (!p) { x = y = 0; return; }
    pushdown(p); // pushdown 函数在延迟标记中会讲
    if (tr[ls].size < k) {
        x = p;
        k -= tr[ls].size + 1;
        split(rs, k, rs, y);
    } else {
        y = p;
        split(ls, k, x, ls);
    }
    pushup(p);
}

如不尽理解可点开下方详细说明。

剖分区间 ¶

剖分出一个子树来代表一个给定的区间 [l,r]。

先剖分出区间 [1,r]，再从中剖分 [l,r]。

代码实现如下：

int x, y, z;
split(root, r, x, z);
split(x, l - 1, x, y);
// 此时 y 代表区间 [l,r]

延迟标记 ¶

有的人也叫这种机制为「懒标记」，在线段树中也有应用。

主要优化的场景是 区间更新。

这里说的「区间更新」，是区别于「单点更新」而言的，比如 区间翻转、区间推平 都算作区间更新，着重强调对整个目标区间的写操作。

以区间推平为例：

将区间 [l,r] 内的元素值全部变为 c。

朴素的做法是：先剖分出来目标区间的子树，然后把每个节点的权值依次更新为 c。

如下图所示，需要操作的是所有绿色的节点，时间复杂度最差是 $O(n\log{n})$：

延迟标记的思路则是：

1. 先不要更新，而是先打标记。
2. 下次访问到的时候，再执行更新，并把标记下传到下一层孩子。

所谓「延迟更新」，不管下次是「读」还是「写」，总之下次访问到打了标记的节点，才执行更新，并下传标记。

fhq treap 的核心操作只有两种：分裂 和 合并。那么只要在其中埋上延迟更新的逻辑即可，也就是 pushdown 函数。

首先，仍以「区间推平」为例，节点的结构体定义上要加两个新字段：

struct {
    int l, r;  // 左右孩子
    int val;   // 节点权值
    int rnd;   // 随机值
    int size;  // 子树大小

    int cov_tag;  // 覆盖延迟标记
    int cov_val;  // 覆盖更新的值
} tr[N];

然后，做一个 pushdown 函数，如果存在标记，就执行更新，再下传打标：

void do_cover(int p) {
    if (!tr[p].cov_tag) return;
    // 修改当前节点的权值
    int c = tr[p].val = tr[p].cov_val;
    // 下传标记到孩子节点
    tr[ls].cov_tag = 1, tr[ls].cov_val = c;
    tr[rs].cov_tag = 1, tr[rs].cov_val = c;
    // 清理当前节点的标记
    tr[p].cov_tag = 0;
    tr[p].cov_val = 0;
}

void pushdown(int p) {
    if (!p) return;
    do_cover(p);
}

最后把 pushdown 加入到 分裂 和 合并 的递归下降的过程中即可：

void split(int p, int k, int &x, int &y) {
    if (!p) { x = y = 0; return; }
    pushdown(p);
    if (tr[ls].size < k) {
        x = p;
        k -= tr[ls].size + 1;
        split(rs, k, rs, y);
    } else {
        y = p;
        split(ls, k, x, ls);
    }
    pushup(p);
}
int merge(int x, int y) {
    if (!x || !y) return x + y;
    if (tr[x].rnd < tr[y].rnd) {
        pushdown(x);
        tr[x].r = merge(tr[x].r, y);
        pushup(x);
        return x;
    } else {
        pushdown(y);
        tr[y].l = merge(x, tr[y].l);
        pushup(y);
        return y;
    }
}

本质上说，延迟标记的机制是，延迟地按需逐层更新。

延迟标记的部分说明完毕。

题目：维护数列 ¶

下面的所有操作都围绕题目 洛谷 P2042 - 维护数列 来展开：

维护一个数列，支持以下 6 种操作：

1. 插入 INSERT：在数列的第 k 个数字后插入 tot 个数字，tot=0 表示在数列头插入。
2. 删除 DELETE：从数列的第 k 个数字开始连续删除 tot 个数字。
3. 修改 MAKE-SAME：把数列的第 k 个数字开始的连续 tot 个数字全部修改为 c。
4. 翻转 REVERSE：把数列的第 k 个数字开始的连续 tot 个数字翻转。
5. 求和 GET-SUM：对数列的第 k 个数字开始的连续 tot 个数字求和。
6. 求最大子段和 MAX-SUM：求出当前数列中和最大的一段子列的和。

这个题的坑点很多。

首先，节点的定义会丰富如下，新字段的具体含义会在后面依次介绍：

struct {
    int l, r;  // 左右孩子
    int val;   // 节点权值
    int rnd;   // 随机值
    int size;  // 子树大小

    int rev_tag;  // 翻转延迟标记
    int cov_tag;  // 覆盖延迟标记
    int cov_val;  // 覆盖更新的值

    int sum;   // 子树所代表的区间的和
    int mpre;  // 区间的最大前缀和
    int msuf;  // 区间的最大后缀和
    int msum;  // 子树内最大的区间和
} tr[N];

另外，题目中最常见的描述是「从第 k 个开始的 tot 个数字」， 那么先封装一个辅助函数 help_split 来做剖分区间：

// 剖分出子树 x, y, z
// y 是从第 k 个开始的 tot 个数字的区间
void help_split(int &x, int &y, int &z, int k, int tot) {
    int l = k, r = k + tot - 1;
    split(root, r, x, z);
    split(x, l - 1, x, y);
}

批量插入 ¶

在数列的第 k 个数字后插入 tot 个数字，tot=0 表示在数列头插入。

朴素的做法是，先剖分出子树 [1,k]，然后依次合并每个新节点。

void insert(int k, int tot) {
    int x, y;
    split(root, k, x, y);
    for (int i = 1; i <= tot; i++)
        x = merge(x, newnode(to_inserts[i]));
    root = merge(x, y);
}

这样做的时间复杂度是 $O(m\log({n+m}))$，其中 m 代表要插入的个数 tot。

一种更优的做法是：先对 tot 个数字分治建树，然后再合并进来。

具体来说，把要插入的数组 to_inserts 不断二分，然后再两两合并。

过程和归并排序一样：

int build(int l, int r) {
    if (l == r) return newnode(to_inserts[l]);
    int mid = (l + r) >> 1;
    return merge(build(l, mid), build(mid + 1, r));
}

void insert(int k, int tot) {
    int x, y;
    split(root, k, x, y);
    int z = build(1, tot);
    root = merge(merge(x, z), y);
}

分治建树的时间复杂度，等价于归并排序，是 $O(m\log{m})$。 最终批量插入的时间复杂度是 $O(m\log{m} + \log{n})$ 或者 $O(m\log{m} + \log{m})$ ，比朴素的做法更小。

建树还有更优的线性时间复杂度的做法，借助于单调栈 ^[6]。

批量删除 ¶

从数列的第 k 个数字开始连续删除 tot 个数字。

这个是比较简单的：

1. 先剖分出三棵树 x,y,z，其中 y 表示目标区间。
2. 然后合并 x,z，舍弃中间要删除的区间 y 即可。

P2042 的内存限制是比较严格的，由于采用静态数组来存放树，可以尝试复用已经删除的槽位。

// 垃圾回收栈
int gc_stack[N];
int gc_top = 0;

void gc(int p) {
    if (!p) return;
    gc_stack[gc_top++] = p;
    gc(ls), gc(rs);
}

int newnode(int val) {
    // 复用已回收的节点, tt 追踪 tr 数组中的最新下标
    int i = gc_top ? gc_stack[--gc_top] : ++tt;
    memset(&tr[i], 0, sizeof tr[i]);
    // 暂时省略其他初始化项 ...
    return i;
}

最终，采用垃圾回收的批量删除实现如下：

void del(int k, int tot) {
    int x, y, z;
    // 剖分目标子树 y
    help_split(x, y, z, k, tot);
    // 回收整颗子树 y
    gc(y);
    // 合并 x, z
    root = merge(x, z);
}

区间求和 ¶

对数列的第 k 个数字开始的连续 tot 个数字求和。

首先，对每个节点添加一个字段 sum，来表示其子树上所有节点的元素值之和：

struct {
    // ... 省略其他字段
    int sum;   // 子树的区间和
} tr[N];

这个字段的维护，只需要借路 pushup 函数，和 size 的维护如出一辙：

void pushup(int p) {
    tr[p].size = tr[ls].size + tr[rs].size + 1;
    tr[p].sum = tr[ls].sum + tr[rs].sum + tr[p].val;
}

要查询一个区间上的和，只需要先剖出这个子树，然后取树根上的 sum 字段即可。

int getsum(int k, int tot) {
    int x, y, z;
    help_split(x, y, z, k, tot);
    int ans = tr[y].sum;
    root = merge(merge(x, y), z);
    return ans;
}

延伸一下，如果要维护区间最值，也是类似的做法，可以借路 pushup 函数。

最大子段和 ¶

这 6 种操作中最难的一个：

求出当前数列中和最大的一段子列的和。

需要额外定义三个字段：

struct {
    // 省略其他字段...
    int sum;   // 所代表的区间的和
    int mpre;  // 所代表的区间的最大前缀和
    int msuf;  // 所代表的区间的最大后缀和
    int msum;  // 所代表的区间内的最大子段和
} tr[N];

前提，时刻注意 treap 的区间树的视角：

父节点代表的区间 = 左孩子的区间 + 父节点 + 右孩子的区间。

和区间求和一样，可以在 pushup 函数中维护最大子段和 msum。

对于节点 p，它所代表的区间内的最大子段和有两种情况：

1. 路过 p 的情况：

   此时，最大子段和等于下面两种子情况之最大：

   1. 左孩子区间的最大后缀和 + p 的值 + 右孩子区间的最大前缀和。
   2. 或者只取 p 单个节点本身。

   

   // 路过 p 的情况
   tr[p].msum = max(tr[ls].msuf + tr[p].val + tr[rs].mpre, tr[p].val);
   

2. 不路过 p 的情况：

   此时，容易知道 p.msum 来自左、右孩子的 msum 之最大者。

   

   // 不路过 p 的情况, 取左右孩子之最大 msum
   if (ls) tr[p].msum = max(tr[p].msum, tr[ls].msum);
   if (rs) tr[p].msum = max(tr[p].msum, tr[rs].msum);
   

两种情况，不断综合取最值即可。

但是，还要维护父节点 p 的 mpre 和 msuf 字段：

1. 求父节点 p 的最大后缀和 msuf：

   同样有两种情况，包含 p 和不包含 p 的情况，两种情况取最值。

   

   tr[p].msuf = max({
       tr[rs].sum + tr[p].val + tr[ls].msuf,
       tr[rs].msuf,
       0
   });
   

2. 求父节点 p 的最大前缀和 mpre，一样的分析。

   

   tr[p].mpre = max({
       tr[ls].sum + tr[p].val + tr[rs].mpre,
       tr[ls].mpre,
       0
   });
   

其中有一个细节点是，mpre 和 msuf 要时刻保证至少为 0，因为我们只考虑计算非负的求和成分。

void pushup(int p) {
    tr[p].size = tr[ls].size + tr[rs].size + 1;
    tr[p].sum = tr[ls].sum + tr[rs].sum + tr[p].val;
    tr[p].mpre = max({tr[ls].mpre, tr[ls].sum + tr[p].val + tr[rs].mpre, 0});
    tr[p].msuf = max({tr[rs].msuf, tr[rs].sum + tr[p].val + tr[ls].msuf, 0});
    tr[p].msum = max(tr[ls].msuf + tr[p].val + tr[rs].mpre, tr[p].val);
    if (ls) tr[p].msum = max(tr[p].msum, tr[ls].msum);
    if (rs) tr[p].msum = max(tr[p].msum, tr[rs].msum);
}

// 返回整个树上的最大子段和
int maxsum() { return tr[root].msum; }


int newnode(int val) {
    // 其他代码省略...
    tr[i].msum = tr[i].sum = tr[i].val = val;
    tr[i].mpre = tr[i].msuf = max(0, val); // 注意至少取 0
    return i;
}

区间推平 ¶

把数列的第 k 个数字开始的连续 tot 个数字全部修改为 c。

如前面所说，这是一种区间更新，需要用到延迟标记 ^[跳转] 的优化。

不过，延迟更新会影响区间求和，需要稍加修改。

如果仅仅对一个节点做了延迟标记，而没有做更新，那么 pushup 维护区间和的过程会算错。

比方说，对节点 p 打了延迟更新的标记，它的父节点是 q，另一个孩子是 r，如果下一次 分裂 或者 合并 只路过了 r，而没有路过 p， 延迟更新就不会触发，pushup 函数对 q 节点的求和就会算错。

同样的原因，对于 pushup 函数所维护的 mpre、msuf 和 msum 都会出错。

解决的办法是，不要只打标，也要提前向下执行一层。

同样，在 pushdown 函数中下放标记时，也是要向下执行一层。

这样，可以确保：向上维护的祖先节点的信息不会出错，只有其子树内的节点才会延迟更新。

如此一来，延迟标记的机制不会受太多影响，只是提前向下多走了一层。对 pushup 维护信息造成的耦合问题也得以消除。

void do_cover(int p) {
    if (!tr[p].cov_tag) return;

    // 修改当前节点的值
    int c = tr[p].val = tr[p].cov_val;

    // 因为采用延迟更新, 所以子树的和不再等于: 左右子树的和+p.val
    // 这里要同步修改掉区间和 sum 和依赖它的 mpre, msuf 和 msum
    int s = tr[p].sum = c * tr[p].size;
    tr[p].mpre = tr[p].msuf = max(0, s);
    tr[p].msum = max(c, s);

    // 下传标记
    tr[ls].cov_tag = 1, tr[ls].cov_val = c;
    tr[rs].cov_tag = 1, tr[rs].cov_val = c;

    // 清理当前标记
    tr[p].cov_tag = 0;
    tr[p].cov_val = 0;
}

void pushdown(int p) {
    if (!p) return;

    // 当前节点执行区间覆盖
    do_cover(p);

    // 提前向下执行一层
    if (ls) do_cover(ls);
    if (rs) do_cover(rs);
}

void makesame(int k, int tot, int c) {
    int x, y, z;
    help_split(x, y, z, k, tot);
    // 打标
    tr[y].cov_tag = 1;
    tr[y].cov_val = c;
    // 提前向下执行一层
    do_cover(y);
    root = merge(merge(x, y), z);
}

区间翻转 ¶

把数列的第 k 个数字开始的连续 tot 个数字翻转。

区间翻转也是一种区间更新操作，也需要使用 延迟标记机制 来优化。

区间翻转，可以逐层交换左右子树来逐步完成。

假设已经把目标区间的子树剖分出来，下图演示了这个子树的翻转过程：

也就是说，pushdown 下行过程中，只需要每次交换左右子树即可。

给节点新增一个字段 rev_tag，它是 0 或者 1，如果对一段区间连续做了偶数次翻转，即可消除翻转标记。

struct {
    // 省略其他字段
    int rev_tag;  // 翻转延迟标记
} tr[N];

// 打标记采用异或
rev_tag ^= 1;

交换左右子树会影响到 最大前缀和 mpre 和 最大后缀和 msuf 的含义，所以要一并维护。

// 交换左右孩子子树
swap(ls, rs);
// 还要交换前后缀和
swap(tr[p].mpre, tr[p].msuf);

同样地，向下多执行一层，以杜绝对 pushup 过程中维护的最大子段和信息的影响。

void do_reverse(int p) {
    if (!tr[p].rev_tag) return;
    // 交换左右孩子
    swap(ls, rs);
    // 还要交换前后缀和
    swap(tr[p].mpre, tr[p].msuf);
    // 下传标记
    tr[ls].rev_tag ^= 1;
    tr[rs].rev_tag ^= 1;
    // 清理当前标记
    tr[p].rev_tag = 0;
}

void pushdown(int p) {
    if (!p) return;

    do_reverse(p);
    // 向下标记, 多执行一层
    if (ls) do_reverse(ls);
    if (rs) do_reverse(rs);
}

// 在 k 处翻转 tot 个
void reverse(int k, int tot) {
    int x, y, z;
    help_split(x, y, z, k, tot);
    // 打标
    tr[y].rev_tag ^= 1;
    // 提前执行一层
    do_reverse(y);
    root = merge(merge(x, y), z);
}

至此，6 种区间操作都说明完毕。

模板代码 ¶

• 洛谷 P2042 - 维护数列（坑点较多）：题目、代码
• 洛谷 P3391 - 文艺平衡树（只涉及区间翻转）：题目、代码

结尾语 ¶

fhq treap 真是一个性价比很高的数据结构，核心操作只有两种，其他操作都是在此基础之上构建。

最后做一些总结。

普通平衡树 treap：

• Treap 是 BST 和 Heap 的结合。
• 能力都是基于两个核心操作：分裂 和 合并。
• 如何剖出目标子树是关键。
• 分裂 和 合并 都不影响中序遍历的相对顺序。

支持区间操作的 treap：

• 进行区间操作，要按位置分裂。
• 看做区间树：任一个区间都可以剖分出一颗子树与之对应。
• 进行区间更新，可以采用「延迟标记」优化。
• 分治建树。
• 适合借路 pushup 函数的：区间查询操作。
• 适合借路 pushdown 函数的：区间更新的延迟标记下传。
• 延迟标记机制会带来和 pushup 向上维护的逻辑耦合，解决办法：提前向下执行一层。

脚注 ¶

1. 二叉搜索树 - 维基百科
2. 数据结构 - 堆的原理 和 常见算法问题
3. 树堆 - 维基百科
4. 参考资料：董晓老师的 fhq 平衡树讲解
5. 无旋 treap 的 O(n) 建树 - OI wiki

（完）

相关阅读：

• 区间和计数 Treap 解法
• LIS 问题 Treap 解法
• LIS 计数问题 Treap 解法

本文原始链接地址： https://writings.sh/post/fhq-treap