笛卡尔树需满足堆序性（按值小根堆）和中序遍历下标严格递增（对应原数组索引），构造时维护右链并正确更新父子指针；rmq查询即求对应叶子节点的lca，常用欧拉序+st表实现；推荐用vector存储结构以提升缓存性能，并对重复值按下标打破平局。
笛卡尔树的构造必须满足堆序+中序遍历还原原数组
笛卡尔树不是标准库提供的结构，得手写。核心约束就两条：按值建小根堆（或大根堆），按下标满足二叉搜索树性质——即中序遍历节点下标序列必须严格递增，且等于原数组索引顺序。build_cartesian_tree 不能只比大小，得维护「当前右链」：从右往左扫数组时，不断弹出栈顶比当前值大的节点，让最后留下的节点的右子指向当前节点，被弹出的节点依次变成当前节点的左子。这个过程保证了堆序和中序正确性。
常见错误是把比较逻辑写反：比如用 arr[i] > arr[stk.top()] 却建小根堆，结果树不满足堆性质；或者忘记更新父指针，导致指针悬空。C++里推荐用 vector<int></int> 存 left、right、parent 数组，比指针操作更稳，也方便后续RMQ查LCA。
RMQ查询本质是找两个节点在笛卡尔树上的LCA
笛卡尔树建好后，任意区间 [l, r] 的最小值下标，就是对应叶子节点 l 和 r 的最近公共祖先（LCA）的下标。因为树按值堆序、按下标BST，所以 LCA 的值一定 ≤ 路径上所有点，且是 [l, r] 内最小的那个。
直接倍增求LCA太重，实际常用欧拉序 + RMQ（比如ST表）预处理：先DFS记录进入/离开时间戳，得到欧拉序列和对应深度数组，再对深度数组建ST表。查 query(l, r) 时，先定位 l 和 r 在欧拉序中首次出现的位置 pos[l]、pos[r]，然后在深度数组上查 min_depth(pos[l], pos[r]) 对应的节点下标即可。
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容易踩的坑：pos 数组要初始化为 -1，否则未访问节点会干扰最小值索引；ST表的 log2 预处理要用整数向下取整，别用 std::log2 浮点误差导致越界。
构造复杂度 O(n)，但内存布局影响缓存命中率
笛卡尔树理论上 O(n) 建树，但若用动态分配节点（如 new Node），指针跳转会破坏局部性，尤其在大数据量 RMQ 查询时明显变慢。实测中，用三个 vector<int></int> 分别存 left、right、value，比链式结构快 2–3 倍。
另一个隐蔽问题：如果原数组有重复值，小根堆定义不唯一。标准做法是当 arr[i] == arr[j] 时，按下标大小打破平局（比如下标小的优先做父），否则构造可能不稳定，导致同一数组多次建树得到不同结构，RMQ结果却一致——但调试时会误以为逻辑错。
建议构造函数加断言：assert(i >= 0 && i ，并在构建右链循环里检查栈空；ST表的 <code>st 二维数组第一维长度应为 euler.size()，第二维为 log2(euler.size()) + 1，少一位就会越界。
别直接拿笛卡尔树当通用平衡BST用
它只适合静态数组的 RMQ，不支持插入/删除。有人试图在树上做 split/merge 改造成可持久化结构，结果发现中序不变性一破坏，RMQ 就失效——因为 LCA 不再对应区间最值。
如果你需要动态区间最值，应该换 segment_tree 或 sparse_table（仅静态）；如果只是想练手，务必先跑通一个固定数组（比如 {3,1,4,1,5}）的完整流程：建树 → 输出父子关系 → 手算几个区间 min 下标 → 对照欧拉序和 ST 表查出结果是否一致。
最常被忽略的是：笛卡尔树的根不一定是全局最小值下标吗？不一定——如果最小值出现在中间，它确实是根；但如果最小值在末尾，而前面有更小的“局部最小”满足堆序约束，那它才可能是根。判断依据永远是构造过程中的栈底元素，不是 min_element 结果。
