第一题：

算法分析：

这题一开始我愚蠢了……WA了一发……
题目说，他有一根完整的，长度是所需N块模板的长度之和的长木板，然后要你去切割，每次切割会消耗总长的长度那么多的能量，问你怎么搞耗能最少？？这题一看很明显，每次切割耗能都是被切割的长度那么多，所以，当然是长痛不如短痛，一次性多切一点为好，难道这题是排序？我们不妨来模拟这个过程：

第一次切割：当然切最大的，也就是8
L = 21
耗能ans = 21
切完后：
L = 13

第二次切割：当然还是切当然最大的，也还是8
L = 13
耗能ans = 21 + 13 = 34
L = 5（此时已经完工，无需再切）

分析这个过程，貌似确实很容易被误解成排序+贪心……

那么这个排序+贪心错在了哪里呢？

从原始模板逐渐去切割，其实不是对的！因为一次不一定只可以切一块模板，只要是你手里有的模板都可以同时去切割，消耗的能量是它们这些模板的总和！！

那么正解是什么呢？

既然我们一次可能不止切一块木板，也就是说，可能有很多分支并线进行！于是我们应该从切割的结果开始向上溯源，也就是和合并果子那题差不多了！每次都是把一个长木板切成两个小木板，反过来看就是把两个子节点合并，之和便是它们的父节点！我们的目的是让每个合并后的父节点之和最小，那么就是要形成小顶堆，小顶堆代码如下不解释：

小顶堆的解决方案：

#include <cstdio>
#include <queue>
#include <vector>
using namespace std;

int main(){
	priority_queue<int, vector<int>, greater<int> > q;
	int n, a;
	long long ans = 0;
	scanf("%d", &n);
	while(n--){
		scanf("%d", &a);
		q.push(a);
	}
	while((int)q.size() > 1){
		int u = q.top(); q.pop();
		int v = q.top(); q.pop();
		ans += (u + v);
		q.push(u + v);
	}
	printf("%d", ans);
	return 0;
}

第二题：

算法分析：

这题一看就是要动态维护中位数！我们可以看到，这个输出的要求是前1 3 5 7……个数的中位数，这个要求说明，中位数也是输入的一个数，不会出现那种，前偶数个数的中位数，需要求平均值的情况！

所谓中位数，我们可以把输入的n个数分成两堆，一堆存放较大数，一堆存放较小数，由于是前奇数个的中位数，于是这两个堆应该是一个堆比另一个堆的规模大1（且只能大1！！）那么这个中位数如何得到呢？中位数一定是：

较大数所在堆的最小数

较小数所在堆的最大数

于是这个较大数，就应该放在一个小根堆的数据结构、较小数，就应该放在一个大根堆的数据结构！
然后每次输入的时候，首先判断是否比小根堆的最小数大，如果大则放入小根堆，否则放入大根堆。并且我们还要维护堆的规模的性质！如果出现了某个堆的规模比另一个堆的规模大的超过1，就把这个堆的堆顶取出来放入另一个堆，因为这样放才不会影响我们大、小数所在堆的性质！

堆动态维护中位数，我的解决方案：

#include <iostream>
#include <queue>
using namespace std;

int main(){
	priority_queue<int> q1;
	priority_queue<int, vector<int>, greater<int> > q2;
	int n, a;
	cin >> n;
	for(int i = 1;i <= n;++i){
		cin >> a;
		if(q2.empty() || a > q2.top())
			q2.push(a);
		else
			q1.push(a);
		if((int)q1.size() - (int)q2.size() > 1){
			int u = q1.top();
			q1.pop();
			q2.push(u);
		}
		if((int)q2.size() - (int)q1.size() > 1){
			int u = q2.top();
			q2.pop();
			q1.push(u);
		}
		if(i & 1){
			int res = (int)q1.size() > (int)q2.size() ? q1.top() : q2.top();
			cout << res << endl;
		}
	}
	return 0;
}

第三题：

算法分析：

还是再仔细读读这个操作：

首先要注意：
合并堆是合并第x个数所在的堆 和 第y个数所在的堆 ，所以我们需要查堆顶，怎么查？
然后要注意：
还需要判断每个数是否已经被删除，以及是否在一个堆中，怎么处理？

其实这些问题还是蛮容易的，判断是否在一个堆中以及查堆顶，都很容易想到用并查集的查询方式，路径压缩找根！然后判断每个数是否被删除，那就给每个节点设置一个bool类型的visit变量即可！

然后剩下的，就是普通的可并堆 的算法问题！什么是可并堆？我只会一种可并堆，那就是左式堆

讲解左式堆：

两个堆合并，假设一个堆的规模是n，另一个堆的规模是m，如果采用朴素的插入→自顶向下的下滤，那么需要的开销是：O（n * log（n）+ m * log（n））这个复杂度来由我就不解释了，不懂可私信我，如果采用Floyd思想，采用朴素的插入→自底向上的下滤，需要的开销是：O（m + n），这个是因为自底向上，复杂度取决于高度之和，一颗完全二叉树（左式堆的基本结构）高度为1的节点，也就是叶子节点占n/2，然后逐层往上，高度最高的节点便是根节点，只存在一个，也就是说，高度高的节点是很少的，于是Floyd思想的下滤就开销很少了（其实这个思想说白了就是一种小堆叠成大堆的思想）。然后左式堆的思想就更牛逼了，单独搞一段来讲解：
左式堆有一个参数：npl（null path length）也就是空节点路径长度，我们设空节点的长度为0，其他的节点x的npl有公式：npl(x) = 1 + Min( npl(x.Lchild) , npl(x.Rchild) )，然后我们的左式堆就要维护左偏性+堆序性，所谓左偏就是始终要左子树的npl大于右子树！这样的化，根节点向下下滤，最长的路径便是右侧链，这个右侧链的高度，是根节点的最大满二叉子树的高度，便是log(n)，于是左式堆的插入开销就是：O(log(n))就比前面的算法都要优秀很多很多！！！

左式堆的解决方案：

#define _CRT_SECURE_NO_WARNINGS
#include <cstdio>
#include <algorithm>
using namespace std;

const int maxn = 1e5 + 5;
struct LeftHeapNode
{
	LeftHeapNode* rc, * lc, * rt;
	int val, npl, vis, id;
};
LeftHeapNode* Node[maxn];
int n, m, x, y;
LeftHeapNode* find(LeftHeapNode* p)
{
	while (p->rt)
		p = p->rt;
	return p;
}
LeftHeapNode* mergeTop(LeftHeapNode* x, LeftHeapNode* y)
{
	if (!x)	return y;
	if (!y) return x;
	if (x->val > y->val || (x->val == y->val && x->id > y->id))
		swap(x, y);
	x->rc = mergeTop(x->rc, y);
	x->rc->rt = x;
	if (!x->lc || x->lc->npl < x->rc->npl)
		swap(x->lc, x->rc);
	if (!x->rc)
		x->npl = 0;
	else
		x->npl = x->rc->npl + 1;
	return x;
}
int main()
{
	scanf("%d %d", &n, &m);
	for (int i = 1; i <= n; ++i)
	{
		int val;
		scanf("%d", &val);
		Node[i] = new LeftHeapNode;
		Node[i]->val = val;
		Node[i]->lc = Node[i]->rc = Node[i]->rt = NULL;
		Node[i]->id = i;
		Node[i]->npl = 0;
		Node[i]->vis = 0;
	}
	while (m--)
	{
		int op;
		scanf("%d", &op);
		if (1 == op)
		{
			int x, y;
			scanf("%d %d", &x, &y);
			if (Node[x]->vis || Node[y]->vis)
				continue;
			LeftHeapNode* fx = find(Node[x]);
			LeftHeapNode* fy = find(Node[y]);
			if (fx != fy)
				mergeTop(fx, fy);
		}
		else
		{
			int x;
			scanf("%d", &x);
			if (Node[x]->vis)
			{
				printf("-1\n");
				continue;
			}
			LeftHeapNode* fx = find(Node[x]);
			printf("%d\n", fx->val);
			fx->vis = 1;
			LeftHeapNode* L = fx->lc;
			LeftHeapNode* R = fx->rc;
			if (L)	L->rt = NULL;
			if (R)	R->rt = NULL;
			fx->lc = fx->rc = NULL;
			mergeTop(L, R);
			delete fx;
		}
	}
	return 0;
}

详解左式堆操作：

首先是最重要的合并

左式堆的合并发生在右侧链，以每次处理都维护堆序性和左偏性闻名！而可能会破坏左偏性和堆序性的地方就出现在：合并、删除（其实删除也是合并，稍后讲！）
两堆合并，其实是个递归的过程，因为右侧链的子树也有右侧链，要递归到右侧链只有一个节点的时候，才真正发生链接操作！

LeftHeapNode* mergeTop(LeftHeapNode* x, LeftHeapNode* y)
{
	if (!x)	return y;
	if (!y) return x;
	if (x->val > y->val || (x->val == y->val && x->id > y->id))
		swap(x, y);
	x->rc = mergeTop(x->rc, y);
	x->rc->rt = x;
	if (!x->lc || x->lc->npl < x->rc->npl)
		swap(x->lc, x->rc);
	if (!x->rc)
		x->npl = 0;
	else
		x->npl = x->rc->npl + 1;
	return x;
}

这是合并的代码，递归基就不说了，
第一步先判断堆序性是否会被破坏，如果可能会被破坏，就交换节点，保证堆序性不破坏

if (x->val > y->val || (x->val == y->val && x->id > y->id))
	swap(x, y);

然后是关键的递归：

x->rc = mergeTop(x->rc, y);

每次都去找右侧链，把以 y 为顶的堆放到右侧链上去，递归完成之后会向上跑到根节点的右子节点处，然后要重新把右子节点链回父节点，这不是递归能做到的，需要手动完成：

x->rc->rt = x;

现在合并工作完成了，但是还需要善后，因为左偏性可能被破坏，于是判断左偏性，如果破坏了就需要交换左右子树，去维护左偏性:

if (!x->lc || x->lc->npl < x->rc->npl)
	swap(x->lc, x->rc);

左偏性完成了之和，就需要更新根节点的npl值，因为可能有新的右子树，右子树的npl值变了则根节点的npl值也要跟着变！这时候需要判断，如果右子树为空，就不能去访问人家的npl，否则空指针访问会抛出异常的！

if (!x->rc)
	x->npl = 0;
else
	x->npl = x->rc->npl + 1;

这里和《c++数据结构 邓俊辉版》的说法有点区别，这里我们规定叶子节点的（或者在左偏性下，右子树为空的）的节点，npl = 0，其他的很显然，不用多说。
这样就完成了合并操作！

然后讲讲删除操作：

LeftHeapNode* pop(LeftHeapNode* x)
{
	LeftHeapNode* L = x->lc;
	LeftHeapNode* R = x->rc;
	if (L)	L->rt = NULL;
	if (R)	R->rt = NULL;
	x->lc = x->rc = NULL;
	return merge(L, R);
/*	错误的解决方案
	if (x->lc)	x->lc->rt = NULL;
	if (x->rc)	x->rc->rt = NULL;
	return merge(x->lc, x->rc);// 会导致空指针访问！
*/
}

其实删除也是合并，这里我就只讲一下删除的思想，删除其实就是把被删除节点的左右子树合并的操作。但是重点是要妥善处理好善后的工作！！！千万不能造成空指针访问！！！

第四题：

算法分析：

这题和上题没啥大区别啊！一开始，各自为政，然后俩猴子打架，牛逼的做老大。这不就是大顶堆吗？然后俩猴群（俩堆）对垒，就会派出堆的最屌的猴子（也就是堆顶）去干架，然后干完俩猴子就亲密无间，成为一个堆的猴子了（不打不相识？）但是值得注意的是：
猴子都有一个强值，经过决斗后，强值会减少到原来的一半(即10减为5,5减为2)。
这也就意味着，堆序性可能需要重新维护！这就是和上题不一样的地方！这个如何处理呢？？
每次干架前，我都可以把需要干起来的猴王（堆顶），先减半，减半再放入原堆，然后俩堆再合并 ，就解决这个问题了！！

此题的解决方案：

#define _CRT_SECURE_NO_WARNINGS
#include <cstdio>
#include <algorithm>
using namespace std;

const int maxn = 1e5 + 5;
struct LeftHeapNode
{
	LeftHeapNode* lc, * rc, * rt;
	int val, npl;
	~LeftHeapNode() { delete lc; delete rc; delete rt; }
};
LeftHeapNode* Node[maxn];
LeftHeapNode* find(LeftHeapNode* x)
{
	while (x->rt)
		x = x->rt;
	return x;
}
LeftHeapNode* merge(LeftHeapNode* x, LeftHeapNode* y)
{
	if (!x)	return y;
	if (!y)	return x;
	if (x->val < y->val)
		swap(x, y);
	x->rc = merge(x->rc, y);
	x->rc->rt = x;
	if (!x->lc || x->lc->npl < x->rc->npl)
		swap(x->lc, x->rc);
	if (!x->rc)
		x->npl = 0;
	else
		x->npl = 1 + x->rc->npl;
	return x;
}
LeftHeapNode* pop(LeftHeapNode* x)
{
	LeftHeapNode* L = x->lc;
	LeftHeapNode* R = x->rc;
	if (L)	L->rt = NULL;
	if (R)	R->rt = NULL;
	x->lc = x->rc = NULL;
	return merge(L, R);
/*	错误的解决方案
	if (x->lc)	x->lc->rt = NULL;
	if (x->rc)	x->rc->rt = NULL;
	return merge(x->lc, x->rc);// 会导致空指针访问！
*/
}
int main()
{
	int n, m;
	while (~scanf("%d", &n))
	{
		for (int i = 1; i <= n; ++i)
		{
			int val;
			scanf("%d", &val);
			Node[i] = new LeftHeapNode;
			Node[i]->lc = Node[i]->rc = Node[i]->rt = NULL;
			Node[i]->val = val;
			Node[i]->npl = 0;
		}
		scanf("%d", &m);
		while (m--)
		{
			int x, y;
			scanf("%d %d", &x, &y);
			LeftHeapNode* fx = find(Node[x]);
			LeftHeapNode* fy = find(Node[y]);
			if (fx == fy)
				printf("-1\n");
			else
			{
				fx->val >>= 1;
				fy->val >>= 1;
				LeftHeapNode* newL = pop(fx);
				LeftHeapNode* newR = pop(fy);
				newL = merge(fx, newL);
				newR = merge(fy, newR);
				newL = merge(newL, newR);
				printf("%d\n", newL->val);
			}
		}
	}
	return 0;
}