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[APIO2010]特别行动队 题解

[APIO2010]特别行动队 题解

题目地址:洛谷:【P3628】[APIO2010]特别行动队 – 洛谷、BZOJ:Problem 1911. — [Apio2010]特别行动队

题目描述

你有一支由 n 名预备役士兵组成的部队,士兵从 1 到 n 编号,要将他们拆分 成若干特别行动队调入战场。出于默契的考虑,同一支特别行动队中队员的编号 应该连续,即为形如(i, i + 1, …, i + k)的序列。 编号为 i 的士兵的初始战斗力为 xi ,一支特别行动队的初始战斗力 x 为队内 士兵初始战斗力之和,即x = x_i + x_{i+1} + \cdots + x_{i+k}

通过长期的观察,你总结出一支特别行动队的初始战斗力 x 将按如下经验公 式修正为 x':x'= ax^2+bx+c,其中 a, b, c 是已知的系数(a < 0)。 作为部队统帅,现在你要为这支部队进行编队,使得所有特别行动队修正后 战斗力之和最大。试求出这个最大和。

例如,你有 4 名士兵,x1=2,x2=2,x3=3,x4=4。经验公式中的参数为 a = –1, b = 10, c = –20。此时,最佳方案是将士兵组成 3 个特别行动队:第一队包含士兵 1 和士兵 2,第二队包含士兵 3,第三队包含士兵 4。特别行动队的初始战斗力分 别为 4, 3, 4,修正后的战斗力分别为 4, 1, 4。修正后的战斗力和为 9,没有其它 方案能使修正后的战斗力和更大。

输入输出格式

输入格式:
输入由三行组成。第一行包含一个整数 n,表示士兵的总数。第二行包含三 个整数 a, b, c,经验公式中各项的系数。第三行包含 n 个用空格分隔的整数 x1,x2,…,xn ,分别表示编号为 1, 2, …, n 的士兵的初始战斗力。

输出格式:
输出一个整数,表示所有特别行动队修正后战斗力之和的最大值。

输入输出样例

输入样例#1:

4 
-1 10 -20 
2 2 3 4 

输出样例#1:

9

说明

20%的数据中,n ≤ 1000;
50%的数据中,n ≤ 10,000;
100%的数据中,1 ≤ n ≤ 1,000,000,–5 ≤ a ≤ –1,|b| ≤ 10,000,000,|c| ≤ 10,000,000,1 ≤ xi ≤ 100

题解

首先这个题我们可以很容易写一个方程(s是x数组的前缀和)
dp[i] = \max\{ dp[j] + a * (s[i] - s[j])^2 + b * (s[i] - s[j]) + c \}
然后考虑斜率优化,把它弄成底下这个样子
2as[i]s[j] + dp[i] - as[i]^2 - bs[i] = dp[j] + as[j]^2 - bs[j] + c
那斜率就是s[i],维护上凸壳,类似[HNOI2008]玩具装箱 题解 & DP斜率优化原理与实现 | KSkun’s Blog一题来维护单调队列即可。

代码

// Code by KSkun, 2018/3
#include <cstdio>

typedef long long LL;

inline char fgc() {
    static char buf[100000], *p1 = buf, *p2 = buf;
    return p1 == p2 && (p2 = (p1 = buf) + fread(buf, 1, 100000, stdin), p1 == p2) ? EOF : *p1++;
}

inline LL readint() {
    register LL res = 0, neg = 1;
    char c = fgc();
    while(c < '0' || c > '9') {
        if(c == '-') neg = -1;
        c = fgc();
    }
    while(c >= '0' && c <= '9') {
        res = res * 10 + c - '0';
        c = fgc();
    }
    return res * neg;
}

const int MAXN = 1000005;

int n;
LL a, b, c, s[MAXN], q[MAXN], dp[MAXN], l, r;

inline LL sqr(LL x) {
    return x * x;
}

inline double slope(int x, int y) {
    return (dp[y] - dp[x] + a * (sqr(s[y]) - sqr(s[x])) - b * (s[y] - s[x])) / (2.0 * a * (s[y] - s[x]));
}

inline LL caldp(int i, int j) {
    dp[i] = dp[j] + a * sqr(s[i] - s[j]) + b * (s[i] - s[j]) + c;
}

int main() {
    n = readint();
    a = readint();
    b = readint();
    c = readint();
    for(int i = 1; i <= n; i++) {
        s[i] = s[i - 1] + readint();
    }
    l = 1;
    r = 0;
    q[++r] = 0;
    for(int i = 1; i <= n; i++) {
        while(l < r && slope(q[l], q[l + 1]) <= s[i]) l++;
        caldp(i, q[l]);
        while(l < r && slope(q[r], i) < slope(q[r - 1], q[r])) r--;
        q[++r] = i;
    }
    printf("%lld", dp[n]);
    return 0;
}
[ZJOI2012]网络 题解

[ZJOI2012]网络 题解

题目地址:洛谷:【P2173】[ZJOI2012]网络 – 洛谷、BZOJ:Problem 2816. — [ZJOI2012]网络

题目描述

有一个无向图G,每个点有个权值,每条边有一个颜色。这个无向图满足以下两个条件:

  1. 对于任意节点连出去的边中,相同颜色的边不超过两条。
  2. 图中不存在同色的环,同色的环指相同颜色的边构成的环。

在这个图上,你要支持以下三种操作:

  1. 操作0:修改一个节点的权值。
  2. 操作1:修改一条边的颜色。
  3. 操作2:查询由颜色c的边构成的图中,所有可能在节点u到节点v之间的简单路径上的节点的权值的最大值。

输入输出格式

输入格式:
输入文件network.in的第一行包含四个正整数N, M, C, K,其中N为节点个数,M为边数,C为边的颜色数,K为操作数。
接下来N行,每行一个正整数vi,为节点i的权值。
之后M行,每行三个正整数u, v, w,为一条连接节点u和节点v的边,颜色为w。满足1 ≤ u, v ≤ N,0 ≤ w < C,保证u ≠ v,且任意两个节点之间最多存在一条边(无论颜色)。
最后K行,每行表示一个操作。每行的第一个整数k表示操作类型。

  1. k = 0为修改节点权值操作,之后两个正整数x和y,表示将节点x的权值vx修改为y。
  2. k = 1为修改边的颜色操作,之后三个正整数u, v和w,表示将连接节点u和节点v的边的颜色修改为颜色w。满足0 ≤ w < C。
  3. k = 2为查询操作,之后三个正整数c, u和v,表示查询所有可能在节点u到节点v之间的由颜色c构成的简单路径上的节点的权值的最大值。如果不存在u和v之间不存在由颜色c构成的路径,那么输出“-1”。

输出格式:
输出文件network.out包含若干行,每行输出一个对应的信息。

  1. 对于修改节点权值操作,不需要输出信息。
  2. 对于修改边的颜色操作,按以下几类输出:
    (输出满足条件的第一条信息即可,即若同时满足2和3,则只需要输出“Error 1.”。)
    1. 若不存在连接节点u和节点v的边,输出“No such edge.”。
    2. 若修改后不满足条件1,不修改边的颜色,并输出“Error 1.”。
    3. 若修改后不满足条件2,不修改边的颜色,并输出“Error 2.”。
    4. 其他情况,成功修改边的颜色,并输出“Success.”。
  3. 对于查询操作,直接输出一个整数。

输入输出样例

输入样例#1:

4 5 2 7
1
2
3
4
1 2 0
1 3 1
2 3 0
2 4 1
3 4 0
2 0 1 4
1 1 2 1
1 4 3 1
2 0 1 4
1 2 3 1
0 2 5
2 1 1 4

输出样例#1:

4
Success.
Error 2.
-1
Error 1.
5

说明

【数据规模】
对于30%的数据:N ≤ 1000,M ≤ 10000,C ≤ 10,K ≤ 1000。
另有20%的数据:N ≤ 10000,M ≤ 100000,C = 1,K ≤ 100000。
对于100%的数据:N ≤ 10000,M ≤ 100000,C ≤ 10,K ≤ 100000。

题解

乍一看,好像是图上问题,但是我们冷静分析一下,会发现以下语句。

对于任意节点连出去的边中,相同颜色的边不超过两条。

这不就是维护一堆链嘛,用Splay就行啦。
我们建n*c个点,第i+p*c个点对应颜色p的i号点。
对于操作0,将所有x号点splay到根并且修改权值。
对于操作1,用个map<pair<int, int>, int>来存每条边目前是什么颜色,将原来的两个点一个splay到根,然后断开父子关系(split),然后将新点splay到根重新建立父子关系(merge),如果两个splay的根的儿子在同侧,则要翻转其中一个(有可能接上的时候v点在序列的最右端而非接口处)。
异常判断,不存在边即map里查不到,不满足条件1即splay到根后两个儿子都不为空,不满足条件2即两个节点同根。
对于操作2,由于我们知道常规的查询序列需要头尾各建一个空节点便于查询,但是这里一堆链操作好麻烦,我就改成了splay两个端点,从两个端点和子树最大值中取最大值,来代替空节点。先异常判断查一下是否同根,然后常规操作。
这个题调了2天,终于调出来了。第一个没看别人代码的splay2333。(但是你板子就是看别人代码写的哇)

代码

// Code by KSkun, 2018/3
#include <cstdio>
#include <cstring>

#include <algorithm>
#include <map>
#include <stack>
#include <utility> 
typedef std::pair<int, int> PI;

inline char fgc() {
    static char buf[100000], *p1 = buf, *p2 = buf;
    return p1 == p2 && (p2 = (p1 = buf) + fread(buf, 1, 100000, stdin), p1 == p2) ? EOF : *p1++;
}

inline int readint() {
    register int res = 0, neg = 1;
    char c = fgc();
    while(c < '0' || c > '9') {
        if(c == '-') neg = -1;
        c = fgc();
    }
    while(c >= '0' && c <= '9') {
        res = res * 10 + c - '0';
        c = fgc();
    }
    return res * neg;
}

inline PI mpair(int first, int second) {
    return std::make_pair(first, second);
}

// variables

const int MAXN = 100005;

int n, m, c, k, op, ut, vt, wt, ct;
std::map<PI, int> edges;
int sta[MAXN], stop = 0;

// splay

struct Node {
    int val, mxv;
    bool rev;
    int ch[2], fa;
} tr[MAXN];

inline void update(int p) {
    int lch = tr[p].ch[0], rch = tr[p].ch[1];
    tr[p].mxv = std::max(tr[p].val, std::max(tr[lch].mxv, tr[rch].mxv));
}

inline void pushdown(int p) {
    int lch = tr[p].ch[0], rch = tr[p].ch[1];
    if(tr[p].rev) {
        std::swap(tr[lch].ch[0], tr[lch].ch[1]);
        std::swap(tr[rch].ch[0], tr[rch].ch[1]);
        tr[lch].rev = !tr[lch].rev;
        tr[rch].rev = !tr[rch].rev;
        tr[p].rev = false;
    }
}

inline void pushto(int p) {
    while(tr[p].fa) {
        sta[stop++] = p;
        p = tr[p].fa;
    }
    while(stop > 0) {
        p = sta[--stop];
        pushdown(p);
    }
}

inline bool isleft(int p) {
    return tr[tr[p].fa].ch[0] == p;
}

inline bool haslch(int p) {
    return tr[p].ch[0] != 0;
}

inline bool islch(int p, int q) {
    return tr[p].ch[0] == q;
}

inline void rotate(int p) { // p is child
    bool type = !isleft(p);
    int fa = tr[p].fa, ffa = tr[fa].fa;
    tr[fa].ch[type] = tr[p].ch[!type];
    tr[p].ch[!type] = fa;
    tr[tr[fa].ch[type]].fa = fa;
    if(ffa) tr[ffa].ch[!isleft(fa)] = p;
    tr[p].fa = tr[fa].fa;
    tr[fa].fa = p;
    update(fa);
    update(p);
}

inline void splay(int p, int tar) {
    pushto(p);
    for(int fa; (fa = tr[p].fa) != tar; rotate(p)) {
        if(tr[tr[p].fa].fa != tar) {
            rotate(isleft(fa) == isleft(p) ? fa : p);
        }
    }
}

inline int findrt(int p) {
    while(tr[p].fa) p = tr[p].fa;
    return p;
}

inline void modifyv(int p, int val) {
    int pt;
    for(int i = 0; i < c; i++) {
        pt = p + i * n;
        splay(pt, 0);
        tr[pt].val = val;
        update(pt);
    }
}

inline void split(int p, int q) {
    splay(p, 0);
    splay(q, p);
    tr[p].ch[!isleft(q)] = 0;
    tr[q].fa = 0;
    update(p);
}

inline void merge(int p, int q) {
    splay(p, 0);
    splay(q, 0);
    if(haslch(p) == haslch(q)) {
        tr[q].rev = !tr[q].rev;
        std::swap(tr[q].ch[0], tr[q].ch[1]);
    }
    tr[p].ch[haslch(p)] = q;
    tr[q].fa = p;
    update(p);
}

inline void modifyc(int p, int q, int col) {
    PI pairt = mpair(p, q);
    if(!edges.count(pairt)) {
        printf("No such edge.\n");
        return;
    }
    int ocol = edges[pairt], pt = p + col * n, qt = q + col * n;
    if(ocol == col) {
        printf("Success.\n");
        return;
    }
    splay(pt, 0);
    splay(qt, 0);
    if((tr[pt].ch[0] && tr[pt].ch[1]) || (tr[qt].ch[0] && tr[qt].ch[1])) {
        printf("Error 1.\n");
        return;
    }
    if(findrt(pt) == findrt(qt)) {
        printf("Error 2.\n");
        return;
    }
    int pt1 = p + ocol * n, qt1 = q + ocol * n;
    split(pt1, qt1);
    merge(pt, qt);
    edges[pairt] = edges[mpair(q, p)] = col;
    printf("Success.\n");
}

inline int query(int p, int q) {
    if(p == q) return tr[p].val;
    if(findrt(p) != findrt(q)) {
        return -1;
    }
    splay(p, 0);
    splay(q, p);
    return std::max(std::max(tr[p].val, tr[q].val), tr[tr[q].ch[islch(p, q)]].mxv);
}

int main() {
    n = readint();
    m = readint();
    c = readint();
    k = readint();
    for(int i = 1; i <= n; i++) {
        tr[i].val = tr[i].mxv = readint();
        for(int j = 1; j < c; j++) {
            tr[i + j * n].val = tr[i + j * n].mxv = tr[i].val;
        }
    }
    for(int i = 1; i <= m; i++) {
        ut = readint();
        vt = readint();
        ct = readint();
        edges[mpair(ut, vt)] = ct;
        edges[mpair(vt, ut)] = ct;
        merge(ut + ct * n, vt + ct * n);
    }
    while(k--) {
        op = readint();
        if(op == 0) {
            ut = readint();
            wt = readint();
            modifyv(ut, wt);
        }
        if(op == 1) {
            ut = readint();
            vt = readint();
            wt = readint();
            modifyc(ut, vt, wt);
        }
        if(op == 2) {
            ct = readint();
            ut = readint();
            vt = readint();
            printf("%d\n", query(ut + ct * n, vt + ct * n));
        }
    }
    return 0;
}
[JSOI2008]火星人 题解

[JSOI2008]火星人 题解

题目地址:洛谷:【P4036】[JSOI2008]火星人 – 洛谷、BZOJ:Problem 1014. — [JSOI2008]火星人prefix

题目描述

火星人最近研究了一种操作:求一个字串两个后缀的公共前缀。比方说,有这样一个字符串:madamimadam,我们将这个字符串的各个字符予以标号:

序号: 1  2  3  4  5  6  7  8  9 10 11 
字符: m  a  d  a  m  i  m  a  d  a  m 

现在,火星人定义了一个函数LCQ(x, y),表示:该字符串中第x个字符开始的字串,与该字符串中第y个字符开始的字串,两个字串的公共前缀的长度。比方说 LCQ(1, 7) = 5, LCQ(2, 10) = 1, LCQ(4, 7) = 0
在研究LCQ函数的过程中,火星人发现了这样的一个关联:如果把该字符串的所有后缀排好序,就可以很快地求出LCQ函数的值;同样,如果求出了LCQ函数的值,也可以很快地将该字符串的后缀排好序。
尽管火星人聪明地找到了求取LCQ函数的快速算法,但不甘心认输的地球人又给火星人出了个难题:在求取LCQ函数的同时,还可以改变字符串本身。具体地说,可以更改字符串中某一个字符的值,也可以在字符串中的某一个位置插入一个字符。地球人想考验一下,在如此复杂的问题中,火星人是否还能够做到很快地求取LCQ函数的值。

输入输出格式

输入格式:
第一行给出初始的字符串。第二行是一个非负整数M,表示操作的个数。接下来的M行,每行描述一个操作。操作有3种,如下所示

  1. 询问。语法:Q x y,x,y均为正整数。功能:计算LCQ(x,y)限制:1<=x,y<=当前字符串长度。
  2. 修改。语法:R x d,x是正整数,d是字符。功能:将字符串中第x个数修改为字符d。限制:x不超过当前字符串长度。
  3. 插入:语法:I x d,x是非负整数,d是字符。功能:在字符串第x个字符之后插入字符d,如果x=0,则在字符串开头插入。限制:x不超过当前字符串长度

输出格式:
对于输入文件中每一个询问操作,你都应该输出对应的答案。一个答案一行。

输入输出样例

输入样例#1:

madamimadam
7
Q 1 7
Q 4 8
Q 10 11
R 3 a
Q 1 7
I 10 a
Q 2 11

输出样例#1:

5
1
0
2
1

说明

1、所有字符串自始至终都只有小写字母构成。
2、M<=150,000
3、字符串长度L自始至终都满足L<=100,000
4、询问操作的个数不超过10,000个。
对于第1,2个数据,字符串长度自始至终都不超过1,000
对于第3,4,5个数据,没有插入操作。

题解

哈希与哈希值的合并

首先我们知道判断两个字符串是否相同可以使用哈希处理,而哈希也可以处理字符串的子串问题,也就是说,它能够支持区间合并。但是如果我们用维护区间的数据结构线段树,插入操作无法实现。所以我们考虑平衡树来维护这个字符串的哈希。
假如有左儿子a_1, \cdots, a_i,树根a_{i+1},右儿子a_{i+2}, \cdots, a_n,分别写出哈希值的式子和拼起来的哈希值。
左儿子:
a_1 \times e^0 + a_2 \times e^1 + \cdots + a_i \times e^{i-1}
右儿子:
a_{i+2} \times e^0 + a_{i+3} \times e^1 + \cdots + a_n \times e^{n-i-2}
拼起来:
a_1 \times e^0 + a_2 \times e^1 + \cdots + a_i \times e^{i-1} + a_{i+1} \times e^i + a_{i+2} \times e^{i+1} + a_{i+3} \times e^{i+2} + \cdots + a_n \times e^{n-1}
观察可知,拼起来的哈希值可以通过左右儿子的哈希值通过以下计算得到
hash_{lch} + a_{mid} \times e^{llen} + hash_{rch} \times e^{llen+1}
其中llen是左儿子对应区间长度。

插入和修改

插入可以把x和x+1都splay上去,类似区间翻转(文艺平衡树:Splay原理与实现 | KSkun’s Blog)那样,只不过此时根的右儿子的左儿子为空,这个位置就是插入的位置,新建节点放进去即可。
修改可以把要修改的点splay到根,然后修改完以后update它。

二分答案

我们虽然没办法直接计算得到答案,但是我们可以二分相同部分的长度,然后再查询相同部分的哈希是否相等。
单次二分的复杂度是O(\log^2 n)的。

卡常

交到BZOJ上被卡了常,后来把两个取模删掉才过。还好进位取得小,不取模也没爆long long。

代码

// Code by KSkun, 2018/3
#include <cstdio>
#include <cstring>

#include <algorithm>

typedef long long LL;

inline char fgc() {
    static char buf[100000], *p1 = buf, *p2 = buf;
    return p1 == p2 && (p2 = (p1 = buf) + fread(buf, 1, 100000, stdin), p1 == p2) ? EOF : *p1++;
}

inline int readint() {
    register int res = 0, neg = 1;
    char c = fgc(); 
    while (c < '0' || c > '9') {
        if(c == '-') neg = -1;
        c = fgc();
    }
    while (c >= '0' && c <= '9') {
        res = res * 10 + c - '0';
        c = fgc();
    }
    return res * neg;
}

inline bool isop(char c) {
    return c == 'Q' || c == 'R' || c == 'I';
}

inline char readop() {
    char c;
    while(!isop(c = fgc()));
    return c;
}

inline char readchr() {
    char c;
    while((c = fgc()) < 'a' || c > 'z');
    return c;
}

inline int readstr(char str[], int startpos) {
    char c = '-';
    int siz = startpos;
    while(c < 'a' || c > 'z') c = fgc();
    while(c >= 'a' && c <= 'z') {
        str[siz++] = c;
        c = fgc();
    }
    str[siz] = '\0';
    return siz - startpos;
}

// variables

const int MAXN = 150005, MO = 1e9 + 7, E = 27;

LL ep[MAXN];
int n, m, x, y;
char str[MAXN], op, d;

inline void init() {
    ep[0] = 1;
    for(int i = 1; i <= 150000; i++) {
        ep[i] = ep[i - 1] * E % MO;
    }
}

// splay

struct Node {
    LL val, chr;
    int ch[2], siz, cnt, fa;
} tr[MAXN]; 
int tot = 0, sta[MAXN], stop = 0, rt = 0;

inline void update(int p) {
    int lch = tr[p].ch[0], rch = tr[p].ch[1];
    tr[p].siz = tr[lch].siz + tr[rch].siz + 1;
    tr[p].val = (tr[lch].val + tr[p].chr * ep[tr[lch].siz] + tr[rch].val * ep[tr[lch].siz + 1]) % MO;
}

inline int newnode() {
    int p;
    if(stop > 0) {
        p = sta[--stop];
    } else {
        p = ++tot;
    } 
    memset(tr + p, 0, sizeof(Node));
    return p;
}

inline void delnode(int a) {
    sta[stop++] = a;
}

inline bool isleft(int p) {
    return tr[tr[p].fa].ch[0] == p;
}

inline void rotate(int p) { // p is child
    bool type = !isleft(p);
    int fa = tr[p].fa, ffa = tr[fa].fa;
    tr[fa].ch[type] = tr[p].ch[!type];
    tr[p].ch[!type] = fa;
    tr[tr[fa].ch[type]].fa = fa;
    if(ffa) tr[ffa].ch[!isleft(fa)] = p;
    tr[p].fa = tr[fa].fa;
    tr[fa].fa = p;
    update(fa);
    update(p);
    if(!tr[p].fa) rt = p;
}

inline void splay(int p, int tar) {
    for(int fa; (fa = tr[p].fa) != tar; rotate(p)) {
        if(tr[tr[p].fa].fa != tar) {
            rotate(isleft(fa) == isleft(p) ? fa : p);
        }
    }
    if(!tar) rt = p;
}

inline int find(int p, int rk) {
    int lch = tr[p].ch[0], rch = tr[p].ch[1];
    if(tr[lch].siz + 1 == rk) return p;
    else if(tr[lch].siz >= rk) return find(lch, rk);
    else return find(rch, rk - tr[lch].siz - 1);
}

inline void insert(int x, int val) {
    int a = find(rt, x + 1), b = find(rt, x + 2);
    splay(a, 0);
    splay(b, a);
    int p = newnode();
    tr[b].ch[0] = p;
    tr[p].fa = b;
    tr[p].chr = val;
    update(p);
    update(b);
    update(a);
}

inline LL query(int x, int len) {
    int a = find(rt, x), b = find(rt, x + len + 1);
    splay(a, 0);
    splay(b, a);
    return tr[tr[b].ch[0]].val;
}

inline int build(int fa, int l, int r) {
    if(l > r) return 0;
    int p = newnode();
    if(!fa) rt = p;
    if(l == r) {
        tr[p].val = tr[p].chr = str[l] - 'a' + 1;
        tr[p].fa = fa;
        tr[p].siz = 1;
        return p;
    }
    int mid = (l + r) >> 1;
    tr[p].ch[0] = build(p, l, mid - 1);
    tr[p].ch[1] = build(p, mid + 1, r);
    tr[p].chr = str[mid] - 'a' + 1;
    tr[p].fa = fa;
    update(p);
    return p;
}

inline int work(int x, int y) {
    int l = 0, r = std::min(n - x, n - y), mid;
    while(r - l > 1) {
        mid = (l + r) >> 1;
        if(query(x, mid) == query(y, mid)) {
            l = mid;
        } else {
            r = mid;
        }
    }
    return l;
}

int main() {
    n = readstr(str, 2) + 2;
    init();
    build(0, 1, n);
    m = readint();
    while(m--) {
        op = readop();
        x = readint();
        if(op == 'Q') {
            y = readint();
            printf("%d\n", work(x, y));
        }
        if(op == 'R') {
            d = readchr();
            int t = find(rt, x + 1);
            splay(t, 0);
            tr[rt].chr = d - 'a' + 1;
            update(rt);
        }
        if(op == 'I') {
            d = readchr();
            insert(x, d - 'a' + 1);
            n++;
        }
    }
    return 0;
}