题意：给你一段区间，需要你求出（在这段区间之类的最小值*这段区间所有元素之和）的最大值......
例如：
6 3 1 6 4 5 2
以4为最小值，向左右延伸，6 4 5 值为60.......
思路：解决完为这道题目，我才真正明白了单调栈的原理，它就是以某一个值为最小（最大）值，向这个值的两侧延伸，遇到大于它（小于它）的值，就将它延伸的范围扩大，当然，一般来说，要这样做的算法复杂度为o(n^2)，但是借助栈这个玩意，维护其单调增（减），就可以在o(n)的时间复杂度解决这个问题。将一元素加入栈时，先判断它是否大于(小于)栈顶元素，若是大于（小于）栈顶元素，加入栈。（从这里开始只讲维护单调增栈）否则，将栈顶元素出栈，直到栈顶元素小于要加入栈的元素，在此过程中，需要维护向前延伸和向后延伸的问题，当要加入栈的元素之前有n个栈元素出栈，那么说明这n个出栈的元素都会大于或者等于要入栈的元素，此时，我们需要维护入栈元素可以向前延伸多少个元素（相当于记录它的前面有多少个元素比它大），而每个栈顶元素要向出栈了的元素延伸，因为在出栈了的元素一定是比它的大的元素（根据我维护的是单调增栈）......这样，就在o(n)的时间复杂度内解决了上述问题.........
例如：3 1 6 4 5 2
（3，1，1） （1，2，2） （6，3，3） （4，4，4） （5，5，5） （2，6，6）
首先每个元素自己本身的前后延伸都为1，把3加入栈，1<3，把3出栈，用1的前延伸加上3的前延伸，如此变为（1，1，2），6<1，入栈，变成（1，1，2）（6，3，3），
4<6，将6出栈，4向前延伸，1向后延伸变成（1，1，3） （4，3，4）
5>4，入栈，变成（1，1，3）（4，3，4）（5，5，5）
2<5，5出栈，2向前延伸，4向后延伸，变成（1，1，3）（4，3，5） 2还未入栈（2，5，6）
2<4，4出栈，2向前延伸，1向后延伸，变成（1，1，5） （2，3，6）.....
一次类推，会发现最大的结果在（4，3，5）这里这意味着，以4为最小值的区间范围为3————5，也就是6 4 5
#include<iostream>
#include<stack>
#include<stdio.h>
using namespace std;
#define maxx 110000
__int64 str[maxx],t[maxx];
struct node
{
__int64 num,pre,next; //num记录数值，pre记录向前延伸多少个，next记录向后延伸多少个,k记录本身所处的位置
__int64 k;
};
int main()
{
int n;
while(scanf("%d",&n)>0)
{
stack<node>Q;
node tmp;
__int64 ans=-100,sum=-100,num;
str[0]=0;
for(__int64 i=1;i<=n;i++)
{
scanf("%I64d",&t[i]);
if(i==1)
str[i]=t[i];
else
str[i]=str[i-1]+t[i];
}
tmp.num=t[1];
tmp.pre=1;
tmp.next=1;
tmp.k=1;
Q.push(tmp);
__int64 x=0,y=0;
for(__int64 i=2;i<=n;i++)
{
node tmp1;
tmp1.num=t[i];
tmp1.pre=tmp1.next=1;
tmp1.k=i;
while(!Q.empty()&&tmp1.num<=Q.top().num)
{
tmp=Q.top();
Q.pop();
if(!Q.empty())
Q.top().next+=tmp.next;
tmp1.pre+=tmp.pre;
ans=tmp.num*(str[tmp.k+tmp.next-1]-str[tmp.k-tmp.pre]);
if(ans>=sum)
{
sum=ans;
x=tmp.k-tmp.pre+1;
y=tmp.k+tmp.next-1;
}
}
Q.push(tmp1);
}
while(!Q.empty())
{
tmp=Q.top();
Q.pop();
if(!Q.empty())
Q.top().next+=tmp.next;
ans=tmp.num*(str[tmp.k+tmp.next-1]-str[tmp.k-tmp.pre]);
if(ans>=sum)
{
sum=ans;
x=tmp.k-tmp.pre+1;
y=tmp.k+tmp.next-1;
}
}
if(n==0)x=y=0;
printf("%I64d
%I64d %I64d
",sum,x,y);
}
return 0;
}