树状数组

引入

树状数组是一种支持 单点修改 和 区间查询 的，代码量小的数据结构。

普通树状数组维护的信息及运算要满足 结合律 且 可差分，如加法（和）、乘法（积）、异或等。

• 结合律：$(x \circ y) \circ z = x \circ (y \circ z)$，其中 $\circ$ 是一个二元运算符。
• 可差分：具有逆运算的运算，即已知 $x \circ y$ 和 $x$ 可以求出 $y$。

事实上，树状数组能解决的问题是线段树能解决的问题的子集：树状数组能做的，线段树一定能做；线段树能做的，树状数组不一定可以。然而，树状数组的代码要远比线段树短，时间效率常数也更小，因此仍有学习价值。

有时，在差分数组和辅助数组的帮助下，树状数组还可解决更强的 区间加单点值 和 区间加区间和 问题。

树状数组

初步感受

先来举个例子：我们想知道 $a[1 \ldots 7]$ 的前缀和，怎么做？

一种做法是：$a_1 + a_2 + a_3 + a_4 + a_5 + a_6 + a_7$，需要求 $7$ 个数的和。

但是如果已知三个数 $A$，$B$，$C$，$A = a[1 \ldots 4]$ 的和，$B = a[5 \ldots 6]$ 的总和，$C = a[7 \ldots 7]$ 的总和（其实就是 $a[7]$ 自己）。你会怎么算？你一定会回答：$A + B + C$，只需要求 $3$ 个数的和。

这就是树状数组能快速求解信息的原因：我们总能将一段前缀 $[1, n]$ 拆成 不多于 $\boldsymbol{\log n}$ 段区间，使得这 $\log n$ 段区间的信息是 已知的。

于是，我们只需合并这 $\log n$ 段区间的信息，就可以得到答案。相比于原来直接合并 $n$ 个信息，效率有了很大的提高。

不难发现信息必须满足结合律，否则就不能像上面这样合并了。

下面这张图展示了树状数组的工作原理：

最下面的八个方块代表原始数据数组 $a$。上面参差不齐的方块（与最上面的八个方块是同一个数组）代表数组 $a$ 的上级——$c$ 数组。

$c$ 数组就是用来储存原始数组 $a$ 某段区间的和的，也就是说，这些区间的信息是已知的，我们的目标就是把查询前缀拆成这些小区间。

例如，从图中可以看出：

• $c_2$ 管辖的是 $a[1 \ldots 2]$；
• $c_4$ 管辖的是 $a[1 \ldots 4]$；
• $c_6$ 管辖的是 $a[5 \ldots 6]$；
• $c_8$ 管辖的是 $a[1 \ldots 8]$；
• 剩下的 $c[x]$ 管辖的都是 $a[x]$ 自己（可以看做 $a[x \ldots x]$ 的长度为 $1$ 的小区间）。

不难发现，$c[x]$ 管辖的一定是一段右边界是 $x$ 的区间总信息。我们先不关心左边界，先来感受一下树状数组是如何查询的。

举例：计算 $a[1 \ldots 7]$ 的和。

过程：从 $c_{7}$ 开始往前跳，发现 $c_{7}$ 只管辖 $a_{7}$ 这个元素；然后找 $c_{6}$，发现 $c_{6}$ 管辖的是 $a[5 \ldots 6]$，然后跳到 $c_{4}$，发现 $c_{4}$ 管辖的是 $a[1 \ldots 4]$ 这些元素，然后再试图跳到 $c_0$，但事实上 $c_0$ 不存在，不跳了。

我们刚刚找到的 $c$ 是 $c_7, c_6, c_4$，事实上这就是 $a[1 \ldots 7]$ 拆分出的三个小区间，合并得到答案是 $c_7 + c_6 + c_4$。

举例：计算 $a[4 \ldots 7]$ 的和。

我们还是从 $c_7$ 开始跳，跳到 $c_6$ 再跳到 $c_4$。此时我们发现它管理了 $a[1 \ldots 4]$ 的和，但是我们不想要 $a[1 \ldots 3]$ 这一部分，怎么办呢？很简单，减去 $a[1 \ldots 3]$ 的和就行了。

那不妨考虑最开始，就将查询 $a[4 \ldots 7]$ 的和转化为查询 $a[1 \ldots 7]$ 的和，以及查询 $a[1 \ldots 3]$ 的和，最终将两个结果作差。

管辖区间

那么问题来了，$c[x](x \ge 1)$ 管辖的区间到底往左延伸多少？也就是说，区间长度是多少？

树状数组中，规定 $c[x]$ 管辖的区间长度为 $2^{k}$，其中：

• 设二进制最低位为第 $0$ 位，则 $k$ 恰好为 $x$ 二进制表示中，最低位的 1 所在的二进制位数；
• $2^k$（$c[x]$ 的管辖区间长度）恰好为 $x$ 二进制表示中，最低位的 1 以及后面所有 0 组成的数。

举个例子，$c_{88}$ 管辖的是哪个区间？

因为 $88_{(10)}=01011000_{(2)}$，其二进制最低位的 1 以及后面的 0 组成的二进制是 1000，即 $8$，所以 $c_{88}$ 管辖 $8$ 个 $a$ 数组中的元素。

因此，$c_{88}$ 代表 $a[81 \ldots 88]$ 的区间信息。

我们记 $x$ 二进制最低位 1 以及后面的 0 组成的数为 $\operatorname{lowbit}(x)$，那么 $c[x]$ 管辖的区间就是 $[x-\operatorname{lowbit}(x)+1, x]$。

这里注意：$\boldsymbol{\operatorname{lowbit}}$ 指的不是最低位 1 所在的位数 $\boldsymbol{k}$，而是这个 1 和后面所有 0 组成的 $\boldsymbol{2^k}$。

怎么计算 lowbit？根据位运算知识，可以得到 lowbit(x) = x & -x。

int lowbit(int x) {
  // x 的二进制中，最低位的 1 以及后面所有 0 组成的数。
  // lowbit(0b01011000) == 0b00001000
  //          ~~~~^~~~
  // lowbit(0b01110010) == 0b00000010
  //          ~~~~~~^~
  return x & -x;
}

区间查询

接下来我们来看树状数组具体的操作实现，先来看区间查询。

回顾查询 $a[4 \ldots 7]$ 的过程，我们是将它转化为两个子过程：查询 $a[1 \ldots 7]$ 和查询 $a[1 \ldots 3]$ 的和，最终作差。

其实任何一个区间查询都可以这么做：查询 $a[l \ldots r]$ 的和，就是 $a[1 \ldots r]$ 的和减去 $a[1 \ldots l - 1]$ 的和，从而把区间问题转化为前缀问题，更方便处理。

事实上，将有关 $l \ldots r$ 的区间询问转化为 $1 \ldots r$ 和 $1 \ldots l - 1$ 的前缀询问再差分，在竞赛中是一个非常常用的技巧。

那前缀查询怎么做呢？回顾下查询 $a[1 \ldots 7]$ 的过程：

从 $c_{7}$ 往前跳，发现 $c_{7}$ 只管辖 $a_{7}$ 这个元素；然后找 $c_{6}$，发现 $c_{6}$ 管辖的是 $a[5 \ldots 6]$，然后跳到 $c_{4}$，发现 $c_{4}$ 管辖的是 $a[1 \ldots 4]$ 这些元素，然后再试图跳到 $c_0$，但事实上 $c_0$ 不存在，不跳了。

我们刚刚找到的 $c$ 是 $c_7, c_6, c_4$，事实上这就是 $a[1 \ldots 7]$ 拆分出的三个小区间，合并一下，答案是 $c_7 + c_6 + c_4$。

观察上面的过程，每次往前跳，一定是跳到现区间的左端点的左一位，作为新区间的右端点，这样才能将前缀不重不漏地拆分。比如现在 $c_6$ 管的是 $a[5 \ldots 6]$，下一次就跳到 $5 - 1 = 4$，即访问 $c_4$。

我们可以写出查询 $a[1 \ldots x]$ 的过程：

• 从 $c[x]$ 开始往前跳，有 $c[x]$ 管辖 $a[x-\operatorname{lowbit}(x)+1 \ldots x]$；
• 令 $x \gets x - \operatorname{lowbit}(x)$，如果 $x = 0$ 说明已经跳到尽头了，终止循环；否则回到第一步。
• 将跳到的 $c$ 合并。

实现时，我们不一定要先把 $c$ 都跳出来然后一起合并，可以边跳边合并。

比如我们要维护的信息是和，直接令初始 $\mathrm{ans} = 0$，然后每跳到一个 $c[x]$ 就 $\mathrm{ans} \gets \mathrm{ans} + c[x]$，最终 $\mathrm{ans}$ 就是所有合并的结果。

int getsum(int x) {  // a[1]..a[x]的和
  int ans = 0;
  while (x > 0) {
    ans = ans + c[x];
    x = x - lowbit(x);
  }
  return ans;
}

树状数组与其树形态的性质

在讲解单点修改之前，先讲解树状数组的一些基本性质，以及其树形态来源，这有助于更好理解树状数组的单点修改。

我们约定：

• $l(x) = x - \operatorname{lowbit}(x) + 1$。即，$l(x)$ 是 $c[x]$ 管辖范围的左端点。
• 对于任意正整数 $x$，总能将 $x$ 表示成 $s \times 2^{k + 1} + 2^k$ 的形式，其中 $\operatorname{lowbit}(x) = 2^k$。
• 下面「$c[x]$ 和 $c[y]$ 不交」指 $c[x]$ 的管辖范围和 $c[y]$ 的管辖范围不相交，即 $[l(x), x]$ 和 $[l(y), y]$ 不相交。「$c[x]$ 包含于 $c[y]$」等表述同理。

性质 $\boldsymbol{1}$：对于 $\boldsymbol{x \le y}$，要么有 $\boldsymbol{c[x]}$ 和 $\boldsymbol{c[y]}$ 不交，要么有 $\boldsymbol{c[x]}$ 包含于 $\boldsymbol{c[y]}$。

性质 $\boldsymbol{2}$：$\boldsymbol{c[x]}$ 真包含于 $\boldsymbol{c[x + \operatorname{lowbit}(x)]}$。

性质 $3$：对于任意 $\boldsymbol{x < y < x + \operatorname{lowbit}(x)}$，有 $\boldsymbol{c[x]}$ 和 $\boldsymbol{c[y]}$ 不交。

有了这三条性质的铺垫，我们接下来看树状数组的树形态（请忽略 $a$ 向 $c$ 的连边）。

事实上，树状数组的树形态是 $x$ 向 $x + \operatorname{lowbit}(x)$ 连边得到的图，其中 $x + \operatorname{lowbit}(x)$ 是 $x$ 的父亲。

注意，在考虑树状数组的树形态时，我们不考虑树状数组大小的影响，即我们认为这是一棵无限大的树，方便分析。实际实现时，我们只需用到 $x \le n$ 的 $c[x]$，其中 $n$ 是原数组长度。

这棵树天然满足了很多美好性质，下面列举若干（设 $fa[u]$ 表示 $u$ 的直系父亲）：

• $u < fa[u]$。
• $u$ 大于任何一个 $u$ 的后代，小于任何一个 $u$ 的祖先。
• 点 $u$ 的 $\operatorname{lowbit}$ 严格小于 $fa[u]$ 的 $\operatorname{lowbit}$。

• 点 $x$ 的高度是 $\log_2\operatorname{lowbit}(x)$，即 $x$ 二进制最低位 1 的位数。

• $c[u]$ 真包含于 $c[fa[u]]$（性质 $2$）。
• $c[u]$ 真包含于 $c[v]$，其中 $v$ 是 $u$ 的任一祖先（在上一条性质上归纳）。
• $c[u]$ 真包含 $c[v]$，其中 $v$ 是 $u$ 的任一后代（上面那条性质 $u$，$v$ 颠倒）。
• 对于任意 $v' > u$，若 $v'$ 不是 $u$ 的祖先，则 $c[u]$ 和 $c[v']$ 不交。

• 对于任意 $v < u$，如果 $v$ 不在 $u$ 的子树上，则 $c[u]$ 和 $c[v]$ 不交（上面那条性质 $u$，$v'$ 颠倒）。
• 对于任意 $v > u$，当且仅当 $v$ 是 $u$ 的祖先，$c[u]$ 真包含于 $c[v]$（上面几条性质的总结）。这就是树状数组单点修改的核心原理。
• 设 $u = s \times 2^{k + 1} + 2^k$，则其儿子数量为 $k = \log_2\operatorname{lowbit}(u)$，编号分别为 $u - 2^t(0 \le t < k)$。
  • 举例：假设 $k = 3$，$u$ 的二进制编号为 ...1000，则 $u$ 有三个儿子，二进制编号分别为 ...0111、...0110、...0100。

• $u$ 的所有儿子对应 $c$ 的管辖区间恰好拼接成 $[l(u), u - 1]$。
  • 举例：假设 $k = 3$，$u$ 的二进制编号为 ...1000，则 $u$ 有三个儿子，二进制编号分别为 ...0111、...0110、...0100。
  • c[...0100] 表示 a[...0001 ~ ...0100]。
  • c[...0110] 表示 a[...0101 ~ ...0110]。
  • c[...0111] 表示 a[...0111 ~ ...0111]。
  • 不难发现上面是三个管辖区间的并集恰好是 a[...0001 ~ ...0111]，即 $[l(u), u - 1]$。

单点修改

现在来考虑如何单点修改 $a[x]$。

我们的目标是快速正确地维护 $c$ 数组。为保证效率，我们只需遍历并修改管辖了 $a[x]$ 的所有 $c[y]$，因为其他的 $c$ 显然没有发生变化。

管辖 $a[x]$ 的 $c[y]$ 一定包含 $c[x]$（根据性质 $1$），所以 $y$ 在树状数组树形态上是 $x$ 的祖先。因此我们从 $x$ 开始不断跳父亲，直到跳得超过了原数组长度为止。

设 $n$ 表示 $a$ 的大小，不难写出单点修改 $a[x]$ 的过程：

• 初始令 $x' = x$。
• 修改 $c[x']$。
• 令 $x' \gets x' + \operatorname{lowbit}(x')$，如果 $x' > n$ 说明已经跳到尽头了，终止循环；否则回到第二步。

区间信息和单点修改的种类，共同决定 $c[x']$ 的修改方式。下面给几个例子：

• 若 $c[x']$ 维护区间和，修改种类是将 $a[x]$ 加上 $p$，则修改方式则是将所有 $c[x']$ 也加上 $p$。
• 若 $c[x']$ 维护区间积，修改种类是将 $a[x]$ 乘上 $p$，则修改方式则是将所有 $c[x']$ 也乘上 $p$。

然而，单点修改的自由性使得修改的种类和维护的信息不一定是同种运算，比如，若 $c[x']$ 维护区间和，修改种类是将 $a[x]$ 赋值为 $p$，可以考虑转化为将 $a[x]$ 加上 $p - a[x]$。如果是将 $a[x]$ 乘上 $p$，就考虑转化为 $a[x]$ 加上 $a[x] \times p - a[x]$。

下面以维护区间和，单点加为例给出实现。

void add(int x, int k) {
  while (x <= n) {  // 不能越界
    c[x] = c[x] + k;
    x = x + lowbit(x);
  }
}

建树

也就是根据最开始给出的序列，将树状数组建出来（$c$ 全部预处理好）。

一般可以直接转化为 $n$ 次单点修改，时间复杂度 $\Theta(n \log n)$（复杂度分析在后面）。

比如给定序列 $a = (5, 1, 4)$ 要求建树，直接看作对 $a[1]$ 单点加 $5$，对 $a[2]$ 单点加 $1$，对 $a[3]$ 单点加 $4$ 即可。

复杂度分析

空间复杂度显然 $\Theta(n)$。

时间复杂度：

• 对于区间查询操作：整个 $x \gets x - \operatorname{lowbit}(x)$ 的迭代过程，可看做将 $x$ 二进制中的所有 $1$，从低位到高位逐渐改成 $0$ 的过程，拆分出的区间数等于 $x$ 二进制中 $1$ 的数量（即 $\operatorname{popcount}(x)$）。因此，单次查询时间复杂度是 $\Theta(\log n)$；
• 对于单点修改操作：跳父亲时，访问到的高度一直严格增加，且始终有 $x \le n$。由于点 $x$ 的高度是 $\log_2\operatorname{lowbit}(x)$，所以跳到的高度不会超过 $\log_2n$，所以访问到的 $c$ 的数量是 $\log n$ 级别。因此，单次单点修改复杂度是 $\Theta(\log n)$。

例题：