闲话
CDQ是什么？
是一个巨佬，和莫队、HJT（不是我这个蒟蒻）一样，都发明出了在OI中越来越流行的算法/数据结构。
CDQ分治思想
分治就是分治，“分而治之”的思想。
那为什么会有CDQ分治这样的称呼呢？
这一类分治有一个重要的思想——用一个子问题来计算对另一个子问题的贡献。
有了这种思想，就可以方便地解决更复杂的问题。
这样一句话怎样理解好呢？还是做做题目吧。
例题1
三维偏序问题
即给出若干元素，每个元素有三个属性值\(a,b,c\)，询问对于每个元素\(i\)，满足\(a_j\leq a_i,b_j\leq b_i,c_j\leq c_i\)的\(j\)的个数
不用着急，先从简单的问题开始
试想一下二位偏序也就是\(a_j\leq a_i,b_j\leq b_i\)怎么做
先按\(a\)为第一关键字，\(b\)为第二关键字排序，那么我们就保证了第一维\(a\)的有序。
于是，对于每一个\(i\)，只可能\(1\)到\(i-1\)的元素会对它有贡献，那么直接查\(1\)到\(i-1\)的元素中满足\(b_j\leq b_i\)的元素个数。
具体实现？动态维护\(b\)的树状数组，从前到后扫一遍好啦，\(O(n\log n)\)。
那么三维偏序呢？我们只有在保证前两位都满足的情况下才能计算答案了。
仍然按\(a\)为第一关键字，\(b\)为第二关键字，\(c\)为第三关键字排序，第一维保证左边小于等于右边了。
为了保证第二维也是左边小于等于右边，我们还需要排序。
想到归并排序是一个分治的过程，我们可不可以在归并的过程中，统计出在子问题中产生的对答案贡献呢？
现在我们有一个序列，我们把它递归分成两个子问题，子问题进行完归并排序，已经保证\(b\)有序。此时，两个子问题间有一个分界线，原来第一维左边小于等于右边，所以现在分界线左边的任意一个的\(a\)当然还是都小于右边的任意一个。那不等于说，只有分界线左边的能对右边的产生贡献？
于是，问题降到了二维。我们就可以排序了，归并排序（左边的指针为\(j\)，右边的为\(i\)）并维护\(c\)的树状数组，如果当前\(b_j\leq b_i\)，说明\(j\)可以对后面加入的满足\(c_j\leq c_i\)的\(i\)产生贡献了，把\(c_j\)加入树状数组；否则，因为后面加入的\(j\)都不会对\(i\)产生贡献了，所以就要统计之前被给的所有贡献了，查询树状数组\(c_i\)的前缀和。
这是在分治中统计的子问题的答案，跟总答案有怎样的关系呢？容易发现，每个子问题统计的只有跨越分界线的贡献，反过来看，每一个能产生贡献的\(i,j\)，有且仅有一个子问题，两者既同时被包含，又在分界线的异侧。那么所有子问题的贡献加起来就是总答案。
算法的大致思路就是这样啦。至于复杂度，\(T(n)=O(n\log k)+T(\frac 2 n)=O(n\log n\log k)\)。
当然还有不少细节问题。
最大的问题就在于，可能有完全相同的元素。这样的话，本来它们相互之间都有贡献，可是cdq的过程中只有左边的能贡献右边的。这可怎么办呢？
我们把序列去重，这样现在就没有相同的了。给现在的每个元素一个权值\(v\)等于出现的次数。中间的具体实现过程也稍有变化，在树状数组中插入的值是\(v\)而不是\(1\)了，最后统计答案时，也要算上相同元素内部的贡献，ans+=v-1。
写法上，为了防止sort和归并排序中空间移动太频繁，没有对每个元素封struct，这样的话就要膜改一下cmp函数（蒟蒻也是第一次发现cmp可以这么写）
蒟蒻还是觉得开区间好写一些吧。。。当然闭区间好理解些。。。
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#define RG register
#define R RG int
using namespace std;
const int N=1e5+9,SZ=2.2e6;
char buf[SZ],*pp=buf-1;//fread必备
int k,a[N],b[N],c[N],p[N],q[N],v[N],cnt[N],ans[N],*e;
inline int in(){
while(*++pp<'-');
R x=*pp&15;
while(*++pp>'-')x=x*10+(*pp&15);
return x;
}
void out(R x){
if(x>9)out(x/10);
*++pp=x%10|'0';
}
inline bool cmp(R x,R y){//直接对数组排序，注意三关键字
return a[x]<a[y]||(a[x]==a[y]&&(b[x]<b[y]||(b[x]==b[y]&&c[x]<c[y])));
}
inline void upd(R i,R v){//树状数组修改
for(;i<=k;i+=i&-i)e[i]+=v;
}
inline int ask(R i){//树状数组查前缀和
R v=0;
for(;i;i-=i&-i)v+=e[i];
return v;
}
void cdq(R*p,R n){//处理一个长度为n的子问题
if(n==1)return;
R m=n>>1,i,j,k;
cdq(p,m);cdq(p+m,n-m);//递归处理
memcpy(q,p,n<<2);//归并排序
for(k=i=0,j=m;i<m&&j<n;++k){
R x=q[i],y=q[j];
if(b[x]<=b[y])upd(c[p[k]=x],v[x]),++i;//左边小，插入
else cnt[y]+=ask(c[p[k]=y]) ,++j;//右边小，算贡献
}
for(;j<n;++j)cnt[q[j]]+=ask(c[q[j]]);//注意此时可能没有完成统计
memcpy(p+k,q+i,(m-i)<<2);
for(--i;~i;--i)upd(c[q[i]],-v[q[i]]);//必须这样还原树状数组，memset是O(n^2)的
}
int main(){
fread(buf,1,SZ,stdin);
R n=in(),i,j;k=in();e=new int[k+9];
for(i=0;i<n;++i)
p[i]=i,a[i]=in(),b[i]=in(),c[i]=in();
sort(p,p+n,cmp);
for(i=1,j=0;i<n;++i){
R x=p[i],y=p[j];++v[y];//模仿unique双指针去重，统计v
if(a[x]^a[y]||b[x]^b[y]||c[x]^c[y])p[++j]=x;
}
++v[p[j++]];
cdq(p,j);
for(i=0;i<j;++i)
ans[cnt[p[i]]+v[p[i]]-1]+=v[p[i]];//答案算好
for(pp=buf-1,i=0;i<n;++i)
out(ans[i]),*++pp='\n';
fwrite(buf,1,pp-buf+1,stdout);
}
例题二
洛谷P4169 [Violet]天使玩偶/SJY摆棋子
不会KDT，然而CDQ当然是有优势的。
第一眼就能发现每一个修改或查询都有三个属性，\(x,y\)，还有时间戳。那么怎样把它转化为一般的三维偏序问题呢？
假如所有记忆的点都在查询的点的左下角，那么就会只有\(x,y\)和时间戳三个维度都小于查询点的记忆点可以产生贡献，这就是三维偏序了。
贡献是什么呢？设有若干\(j\)对\(i\)产生了贡献，那么直接去绝对值，答案就是\(\min\{x_i-x_j+y_i-y_j\}\)，也就是\(x_i+y_i-\max\{x_j+y_j\}\)，这个还是可以用树状数组，只不过改成维护前缀最大值。第一维时间戳，输入已经排好序了；第二位\(x\)归并；第三位\(y\)树状数组统计答案。
然而假设并不成立。但是我们可以发现，每个能产生贡献的点只可能会在查询点的四个方向（左下，左上，右下，右上），那么对所有点还要进行\(3\)遍坐标翻转（新坐标等于值域减去原坐标），做\(4\)遍CDQ，就可以统计到每个方向的最优答案，最后再取\(\min\)即可。
\(n,m=300000\)，值域\(1000000\)，一看这\(O((n+m)\log(n+m)\log k)\)好大，还要跑\(4\)遍，真的不会T么？所以还是要优化一些细节。
首先，蒟蒻仍然沿用三维偏序模板的做法，没有对元素封struct以减少空间交换，这样在做完坐标翻转后也能更快还原，直接for一遍初始化。然而也会带来数组的频繁调用，蒟蒻也在怀疑这种优化的可行性，还望Dalao指教。
接着，我们发现左边有\(n\)个元素都确定了是记忆点。也就是说，我们不必对\(n+m\)个点都跑CDQ了，只对后面\(m\)个点跑，前面的\(n\)个点直接预处理按\(x\)第一关键字、\(y\)第二关键字sort，这样复杂度就降到了\(O(n\log n+m\log m\log k+n\log k)\)了。然而做完坐标翻转后也别忘了处理一下。如果这一次翻转的是\(y\)，那么\(x\)不会受到影响；如果翻转的是\(x\)，那么也直接翻转数组就好啦！
至于fread什么的用上也好。加上这一堆优化，代码就有90行了。
然后一交上去就1A了！？平时习惯了满屏殷红的WA，蒟蒻也不得不感叹，比起不少数据结构，CDQ真是思路板又好写还好调。
然而BZOJ的\(n,m\)都有\(500000\)，CDQ过不了。。。。。。还是stO洛谷里楼上CDQ跑得超快的巨佬吧，蒟蒻不会卡常。
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#define RG register
#define I inline void
#define R RG int
#define gc if(++pp==pe)fread (pp=buf,1,SZ,stdin)
#define pc(C) *pp=C;if(++pp==pe)fwrite(pp=buf,1,SZ,stdout)
const int N=3e5,D=1e6+2,SZ=1<<19,INF=20020307;
char buf[SZ],*pe=buf+SZ,*pp=pe-1;
int x[N],y[N],p[N],q[N],f[N],ans[N],e[D+1];
bool t[N];
struct NODE{
int x,y;
inline bool operator<(RG NODE b)const{
return x<b.x||(x==b.x&&y<b.y);
}
}a[N];//前n个点
inline int in(){
gc;while(*pp<'-')gc;
R x=*pp&15;gc;
while(*pp>'-'){x*=10;x+=*pp&15;gc;}
return x;
}
I out(R x){
if(x>9)out(x/10);
pc(x%10|'0');
}
I min(R&x,R y){if(x>y)x=y;}
I upd(R i,R v){for(;i<=D;i+=i&-i)if(e[i]<v)e[i]=v;}
I qry(R i,R&v){for(;i ;i-=i&-i)if(v<e[i])v=e[i];}
I clr(R i) {for(;i<=D;i+=i&-i)e[i]=0;}
void cdq(R*p,R m){//三维偏序Dalao们都会吧
if(m==1)return;
R n=m>>1,i,j,k;
cdq(p,n);cdq(p+n,m-n);
memcpy(q,p,m<<2);
for(k=i=0,j=n;i<n&&j<m;++k)
if(x[q[i]]<=x[q[j]]){
if(!t[q[i]])upd(y[q[i]],x[q[i]]+y[q[i]]);
p[k]=q[i++];
}
else{
if(t[q[j]])qry(y[q[j]],f[q[j]]);
p[k]=q[j++];
}
for(;j<m;++j)
if(t[q[j]])qry(y[q[j]],f[q[j]]);
memcpy(p+k,q+i,(n-i)<<2);//注意收尾和清空
for(--i;~i;--i)clr(y[q[i]]);
}
int main(){
R n=in(),m=in(),i,j,k;
for(i=0;i<n;++i)
a[i].x=in()+1,a[i].y=in()+1;
std::sort(a,a+n);//n个点预排序
for(i=0;i<m;++i){
if((t[i]=in()-1))ans[i]=INF;//注意给极大值
x[i]=in()+1;y[i]=in()+1;//BIT不能有0下标，所以改一下
}
for(k=1;k<=4;++k){
for(i=0;i<m;++i)p[i]=i;//很快就可以初始化序列
cdq(p,m);
for(i=j=0;i<n&&j<m;){//外面统计还是和CDQ一样，只是不用归并了
if(a[i].x<=x[p[j]])
upd(a[i].y,a[i].x+a[i].y),++i;
else{
if(t[p[j]])qry(y[p[j]],f[p[j]]);
++j;
}
}
for(;j<m;++j)
if(t[p[j]])qry(y[p[j]],f[p[j]]);
memset(e,0,sizeof(e));
for(i=0;i<m;++i)
if(t[i]&&f[i])min(ans[i],x[i]+y[i]-f[i]),f[i]=0;
if(k==4)break;
if(k&1){//第一次、第三次上下翻
for(i=0;i<n;++i)a[i].y=D-a[i].y;
for(i=0;i<m;++i)y[i]=D-y[i];
}
else{//第二次左右翻
for(i=0;i<n;++i)a[i].x=D-a[i].x;
for(i=0;i<m;++i)x[i]=D-x[i];
for(i=0,j=n-1;i<j;++i,--j)std::swap(a[i],a[j]);//注意仍要保证x不降
}
}
for(pp=buf,i=0;i<m;++i)
if(t[i]){out(ans[i]);pc('\n');}
fwrite(buf,1,pp-buf,stdout);
return 0;
}