$P1440 求m区间内的最小值$

(problem)

线段树 求 (RMQ)问题 (orz) 原因是因为我的(ST)表炸了
（我太弱了）
(RMQ)问题通常是求区间最值。 比如说 :(X - Y)的最大值？
这样的问题往往无从下手 我们需要一个解决(RMQ)问题的算法。
比如说是:(ST)表 ， 线段树。
其实还有单调队列的方法。 其他题解也说到了。（代码简短）
可我还是不知道为什么我选了 (ST)表 && 线段树。
可能是因为我比较笨吧（大雾
先讲讲(ST)表吧 虽然说不能(AC) 但是我看见有人 用这个方法(AC) 了
(ST)表的思路主要是 预处理 然后 (O(1))复杂度的查询 适合这种问题
用一个(f[i][j]) 来 表示 (i) ~ $ i + 2^j(的最大值 从而到这样 这样子时间是完全)ojbk$的 但是反观 内存 (n log n)的一个内存 (N<=200w) 所以显然不行
(如果有哪位神仙用(ST)表AC了麻烦点评测记录告诉我如何不(MLE))
评测记录:(Here)
所以去想线段树 线段树的查询大概是(log n)
(n log n) 也勉强过得去吧。
但是貌似没有单调队列快（还不是我弱）
回归正题 线段树 (分治的方法
首先我们需要定义数组 以及 建树

const int N = 2e6 + 10 ;
struct node {
    int l , r , w ;
#define lt k << 1
#define rt k << 1 | 1
}tree[N << 2] ;

不要问我为啥(<<2) 因为我也不知道 线段树的数组大小通常是(N)的(4)倍

inline void build(int k,int l,int r) {
    if(l > r) return ;
    if(l == r) {
        tree[k].l = l , tree[k].r = r , tree[k].w = a[l] ;
        return ;
    }
    int mid = (l + r) >> 1 ;//分治Here
    build(lt , l , mid) ;
    build(rt , mid + 1 , r) ;
    tree[k].l = l , tree[k].r = r ;
    tree[k].w = min(tree[lt].w , tree[rt].w) ;
}

建完树之后我们需要做一个操作 : (query)（当然只是函数名我个人喜欢这种函数名）

inline int query(int k,int l,int r,int x,int y) {
    if(l > r) return 0 ;
    if(l >= x and r <= y) return tree[k].w ;
    int mid = (l + r) >> 1 ;
    int sum = inf ;
    if(x <= mid) sum = min(sum , query(lt , l , mid , x , y)) ;//分治
    if(y > mid) sum = min(sum , query(rt , mid + 1 , r , x , y)) ;
    return sum ;
}

所以易证时间复杂度 $O(nlog n) $

空间复杂度 (O(N*4))

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std ;

inline int rd() { int x = 0 ; int f = 1 ; register char c ;
#define gc c = getchar()
    while(isspace(gc)) ;
    if(c == '-') f = -1 , gc ;
    while(x = (x<<1) + (x<<3) + (c&15) , isdigit(gc)) ;
    return x * f ;
#undef gc
}

const int inf = INT_MAX >> 1 ;
const int N = 2e6 + 10 ;

struct node {
    int l , r , w ;
#define lt k << 1
#define rt k << 1 | 1
}tree[N << 2] ;

int n , m ;
int a[N] ;

inline void build(int k,int l,int r) {
    if(l > r) return ;
    if(l == r) {
        tree[k].l = l , tree[k].r = r , tree[k].w = a[l] ;
        return ;
    }
    int mid = (l + r) >> 1 ;
    build(lt , l , mid) ;
    build(rt , mid + 1 , r) ;
    tree[k].l = l , tree[k].r = r ;
    tree[k].w = min(tree[lt].w , tree[rt].w) ;
}

inline int query(int k,int l,int r,int x,int y) {
    if(l > r) return 0 ;
    if(l >= x and r <= y) return tree[k].w ;
    int mid = (l + r) >> 1 ;
    int sum = inf ;
    if(x <= mid) sum = min(sum , query(lt , l , mid , x , y)) ;
    if(y > mid) sum = min(sum , query(rt , mid + 1 , r , x , y)) ;
    return sum ;
}

signed main() {
    n = rd() , m = rd() ;
    for(register int i=1;i<=n;i++) a[i] = rd() ;
    build(1 , 1 , n) ;
    for(register int i=1;i<=n;i++) {
        int x = i - m , y = i - 1 ;
        if(x <= 0) x = 1 ;
        if(x > y) {
            puts("0") ;
            continue ;
        }
        printf("%d
" , query(1 , 1 , n , x , y)) ;
    }
    return 0 ;
}