RMQ (Range Minimum/Maximum Query)问题是指：对于长度为n的数列A，回答若干询问RMQ(A,i,j)(i,j<=n)，返回数列A中下标在[i,j]里的最小(大）值，也就是说，RMQ问题是指求区间最值的问题
主要方法及复杂度如下
1.朴素（即搜索） O(n)-O(n) online
2.线段树 O(n)-O(qlogn) online
3.ST（实质是动态规划） O(nlogn)-O(1) offline
ST算法（Sparse Table），以求最大值为例，设d[i,j]表示[i,i+2^j-1]这个区间内的最大值，那么在询问到[a,b]区间的最大值时答案就是max(d[a,k], d[b-2^k+1,k])，其中k是满足2^k<=b-a的最大的k,即k=[ln(b-a+1)/ln(2)]
d的求法可以用动态规划，d[i,j]=max(d[i,j-1],d[i+2^(j-1),j-1])
代码如下
Read(n, q);
for i := 1 to n do
Read(d[i, 0]);
for j := 1 to Trunc(Ln(n) / Ln(2)) do
for i := 1 to n - 1 shl j + 1 do
d[i,j] := Max(d[i,j-1], d[i+1 shl (j-1),j-1]);
for i := 1 to q do
begin
Read(a, b);
k := Trunc(Ln(b - a + 1) / Ln(2));
rmq := Max(d[a, k], d[b - 1 shl k + 1, k]);
Writeln(rmq);
end;
RMQ(Range Minimum/Maximum Query)问题是求区间最值问题。你当然可以写个O(n)的（怎么写都可以吧=_=),但是万一要询问最值1000000遍，估计你就要挂了。这时候你可以放心地写一个线段树（前提是不写错）O（logn)的复杂度应该不会挂。但是，这里有更牛的算法，就是ST算法，它可以做到O(nlogn)的预处理，O(1)！！！地回答每个询问。
来看一下ST算法是怎么实现的(以最大值为例）：
首先是预处理，用一个DP解决。设a是要求区间最值的数列，f表示从第i个数起连续2^j个数中的最大值。例如数列3 2 4 5 6 8 1 2 9 7 ,f[1，0]表示第1个数起，长度为2^0=1的最大值，其实就是3这个数。f[1，2]=5，f[1，3]=8，f[2，0]=2，f[2，1]=4……从这里可以看出f其实就等于a。这样，Dp的状态、初值都已经有了，剩下的就是状态转移方程。我们把f平均分成两段（因为f一定是偶数个数字），从i到i+2^(j-1)-1为一段，i+2^(j-1)到i+2^j-1为一段(长度都为2^（j-1）)。用上例说明，当i=1，j=3时就是3,2,4,5 和 6,8,1,2这两段。f就是这两段的最大值中的最大值。于是我们得到了动规方程F=max（F,F）.
接下来是得出最值，也许你想不到计算出f有什么用处，一般毛想想计算max还是要O(logn)，甚至O(n)。但有一个很好的办法，做到了O（1）。还是分开来。如在上例中我们要求区间[2，8]的最大值，就要把它分成[2,5]和[5,8]两个区间，因为这两个区间的最大值我们可以直接由f[2，2]和f[5，2]得到。扩展到一般情况，就是把区间[l，r]分成两个长度为2^n的区间（保证有f对应）。直接给出表达式：
k:=ln(l(r-l+1)/ln(2));
ans:=max(F[l，k],F[r-2^k+1,k]);
这样就计算了从i开始，长度为2^t次的区间和从r-2^i+1开始长度为2^t的区间的最大值（表达式比较烦琐，细节问题如加1减1需要仔细考虑
