题意

　　有一个矩形，宽为 w ，高为 h 。一开始会有 w 个球分别从高处的每一个位置开始下落。

　　有 n 个挡板，每一个挡板有 4 个属性，分别是 u,L,R,s ，表示当前挡板的高度为 u ，横向覆盖的区间为 L,R ，如果球从高度大于 u+s 的地方开始下落到当前挡板，那么球会穿透当前挡板，否则球会分裂成两个，分别从该挡板的两边从新开始下落（如图的第一行），特殊地，当挡板的一段在边界上时，分裂得到的两个球都会从另一端下降（如图的第二行）。

　　问最终地面上能收到多少个球。

　　$w,n\leq 10^5,\ \ \ u,s,h\leq 10^9,\ \ 1\leq L\leq R\leq n$，保证每一行最多只有一个挡板，且不会有挡板两端都到达了边界。

题解

　　首先，我们观察到如果直接 dp ，转移数就等于挡板数×2+w （每一个挡板的两侧以及一开始投放的 w 个球）。

　　关键在于如何找到一个球从每一个位置开始下落会在哪里分裂。

　　我们来理一理思路：

　　我们要找的挡板要满足以下条件：

　　　　1.　高度小于当前高度。

　　　　2.　u+s 要大于等于当前高度。

　　　　3.　[L,R] 要包含当前横坐标。

　　　　4.　在满足上述条件的情况下，使得 u 最大。

　　显然可以发现可以树套树套树。但是这样显然不足以通过此题。

　　然后我们发现只需要把挡板按照高度从低到高排序，然后依次操作就好了，这样只需要树套树。但是这样的空间复杂度仍然是凉凉的。

　　于是，接下来是最重要的一步了！

　　一个挡板的纵向影响区间是 [u,u+s] ，对于这一维，我们可以直接用单调栈维护。

　　于是我们得到一个线段树 + 单调栈的做法。可以通过本题。

　　时间复杂度 $O(n\log n)$ 。

代码

#include 
     
      using namespace std;typedef long long LL;LL read(){	LL x=0,f=1;	char ch=getchar();	while (!isdigit(ch)&&ch!='-')		ch=getchar();	if (ch=='-')		f=-1,ch=getchar();	while (isdigit(ch))		x=(x<<1)+(x<<3)+(ch^48),ch=getchar();	return x*f;}const int N=100005,mod=1e9+7;int n,h,w;struct Node{	int L,R,h,m,ans;}a[N];bool cmph(Node a,Node b){	return a.h
      
       
         s[N<<2];void build(int rt,int L,int R){	s[rt].push_back(1);	if (L==R)		return;	int mid=(L+R)>>1,ls=rt<<1,rs=ls|1;	build(ls,L,mid);	build(rs,mid+1,R);}void Push(vector 
        
          &s,int x){	while (a[s.back()].m
         
          xR||R
          
           >1,ls=rt<<1,rs=ls|1; update(ls,L,mid,xL,xR,d); update(rs,mid+1,R,xL,xR,d);}int query(vector 
           
             &s,int h){ while (a[s.back()].m
            
             >1,ls=rt<<1,rs=ls|1; if (x<=mid) return max(ans,query(ls,L,mid,x,d)); else return max(ans,query(rs,mid+1,R,x,d));}int main(){ h=read(),w=read(),n=read(); for (int i=1;i<=n;i++){ a[i].h=read(),a[i].L=read(),a[i].R=read(); a[i].m=min(a[i].h+read(),(LL)h+1); } n++; a[n].h=0,a[n].L=1,a[n].R=w,a[n].m=1.05e9; sort(a+1,a+n+1,cmph); a[1].ans=1; for (int i=0;i<(N<<2);i++) s[i].clear(); build(1,1,w); for (int i=2;i<=n;i++){ if (a[i].L==1) a[i].ans=2*a[query(1,1,w,a[i].R+1,a[i].h)].ans%mod; else if (a[i].R==w) a[i].ans=2*a[query(1,1,w,a[i].L-1,a[i].h)].ans%mod; else a[i].ans=(a[query(1,1,w,a[i].L-1,a[i].h)].ans +a[query(1,1,w,a[i].R+1,a[i].h)].ans)%mod; update(1,1,w,a[i].L,a[i].R,i); } int ans=0; for (int i=1;i<=w;i++) ans=(ans+a[query(1,1,w,i,h+1)].ans)%mod; printf("%d",ans); return 0;}

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