RMQ演算法全稱為(Range Minimum/Maximum Query)意思是給你一個長度為n的陣列A,求出給定區間的最值的下標。當然我們可以採用列舉，但是我們也可以使用線段樹來優化，複雜度為(nlogn)，但是最好的辦法是採用Sparse_Table演算法，簡稱ST演算法。他能在進行(nlogn)的預處理後達到n(1)的效率。下面來分析下最大值和最小值，都要用到DP的思想。

最小值(Mininun)：我們可以用F(i,j)表示區間[i,i+2^j-1]間的最小值。我們可以開闢陣列來儲存F(i,j)的值，例如:F(2,4)就是儲存區間[2,2+2^4-1]=[2,17]的最小值。那麼F(i,0)的值是確定的,就為i這個位置所指的元素值，這時我們可以把區間[i,i+2^j-1]平均分為兩個區間，因為j>=1的時候該區間的長度始終為偶數，可以分為區間[i,i+2^(j-1)-1]和區間[i+2^(j-1)-1,i+2^j-1]，即取兩個長度為2^(j-1)的塊取代和更新長度為2^j的塊，那麼最小值就是這兩個區間的最小值的最小值，動態規劃為：F[i,j]=min(F[i,j-1],F[i+2^(j-1),j-1]).同理:最大值就是F[i,j]=max(F[i,j-1],F[i+2^(j-1),j-1]).

現在求出了F[i,j]之後又是怎樣求出最大值或者最小值的，怎麼轉換為o(1)這種演算法的~這就是ST演算法：

這個時候詢問時只要取k=ln(j-i+1)/ln2即可，那麼可以令A為i到2^k的塊，和B為到2^k結束的長度為2^k的塊;那麼A，B都是區間[i,j]的子區間，所以即求A區間的最小值和B區間的最小值的最小值。這個時候動態規劃為：RMQ(i,j)=min(F[i,k],F[j-2^k+1,k]);

log2的求法：

Log[0] = -1;
for(int i = 1;i <M;i++)
   Log[i] = ((i&(i-1)) == 0)?Log[i-1]+1:Log[i-1];
 

void RMQ(int n)
{
    int i,j;
    int m=Log[n];
    for(i=1;i<=n;i++)
        dp_min[i][0]=dp_max[i][0]=dis[i];//dis代表原數列
    for(j=1;j<=m;j++)
    {
        for(i=1;i<=n+1-(1<<j);i++)
        {
            dp_max[i][j]=max(dp_max[i][j-1],dp_max[i+(1<<(j-1))][j-1]);
            dp_min[i][j]=min(dp_min[i][j-1],dp_min[i+(1<<(j-1))][j-1]);
        }
    }
}
 

int lcp(int x,int y)
{
    int m=Log[y-x+1];
    return min(dp_min[x][m],dp_min[y+1-(1<<m)][m]);
}

int lcp(int x,int y)
{
    int m=Log[y-x+1];
    return max(dp_max[x][m],dp_max[y+1-(1<<m)][m]);
}