returneaza ret
==

Functia $QUERYAi(Path[], lo, hi)$ returneaza in $O(log(N))$, cu ajutorul structurii de date arbori de intervale, maximul dintre valorile cuprinse in intervalul $[lo, hi]$. Raspunsul cerintei de primul tip va fi  {$Maxim(QUERY (lca, x), QUERY (lca, y))$}, variabila <tex> lca </tex> fiind cel mai apropiat stramos comun al lui <tex> x </tex> si <tex> y </tex>. Pentru rezolvarea cerintei de tipul doi, vom folosi aceiasi arbori de intervale care vor avea un cost de $O(log(N))$ pe operatie. Nu voi prezenta aceasta functie, ea fiind in detaliu prezentata in una din sursele afisate in 'bibliografie':tree-decompositions#bibliografie.

Functia $QUERYAi(Path[], lo, hi)$ returneaza in $O(log(N))$, cu ajutorul structurii de date $arbori de intervale$, maximul dintre valorile cuprinse in intervalul $[lo, hi]$. Raspunsul cerintei de primul tip va fi {$Maxim(QUERY(lca, x), QUERY(lca, y))$}, variabila <tex> lca </tex> fiind cel mai apropiat stramos comun al lui <tex> x </tex> si <tex> y </tex>. Pentru rezolvarea cerintei de tipul doi, vom folosi aceiasi arbori de intervale care vor avea un cost de $O(log(N))$ pe operatie. Nu voi prezenta aceasta functie, ea fiind in detaliu prezentata in una din sursele afisate in 'bibliografie':tree-decompositions#bibliografie.

Complexitatea finala: $O(M*sqrt(N)*log(N))$. Cel mai rau caz pentru un query este cand se trece prin toate lanturile (in numar de $sqrt(N)$) efectuandu-se cate un query pe fiecare arbore de intervale asociat ({$O(log(N))$}).

Complexitatea finala: $O(M*log(N)*sqrt(N))$. Cel mai rau caz pentru un query este cand se trece prin toate lanturile (in numar de $sqrt(N)$) efectuandu-se cate un query pe fiecare arbore de intervale asociat ({$O(log(N))$}).

h3(#solutie-log-log). Solutie $O(M*log^2^(N))$