一种特殊的二叉树，主要用于多维空间关键数据的搜索。
空间复杂度 $O(n)$，单次插入时间复杂度 $O(\log n)$，查询时间复杂度 $O\left(k\sqrt[1-\frac 1k]n\right)$，其中 $k$ 表示空间维数。
为方便理解，这里仅讲解 2D_Tree，高维 KD_Tree 可以类推。实际上高维 KD_Tree 时间复杂度难以承受，算法竞赛中通常只涉及 2D_Tree。
先考虑建树过程。
二维空间的点无法直接比较大小，但如果将某个维度作为主要关键字，另一个维度作为次要关键字就可以使得比较大小成为可能。
每层都选用一个维度，对结点进行排序，取中间结点的该维度数值作为分割面，将该结点左边结点加入左子树，该结点右边结点加入右子树。
$\text{algorithm}$ 库里有个叫 $\text{nth_element}$ 的神奇函数，可以 $O(n)$ 完成上述操作。
不断重复上述过程，便可以完成建树，而且可以使得该树高度平衡，时间复杂度 $O(n\log n)$。
建树过程实际上将整个二维空间分割成了若干部分。为了方便后面查询操作的剪枝，需要维护每个结点的子树的最小覆盖矩阵。
为使空间分割尽量均匀，需要选择合适的关键字。
比较优秀的关键字选择方法为求每个维度方差，选取方差大的维度作为主要关键字。
然而上述方法代码复杂，算法竞赛一般考虑轮换的方法选取主要关键字。
接下来是插入操作，插入操作会破坏原本树的平衡性，这个问题可以用替罪羊树的重构解决。
最后是查询操作，查询其实就是个暴力查询，但可以利用最小覆盖矩阵的剪枝控制时间复杂度，详细见例题。
模板题
题意
二维空间，一开始 $n$ 个点， $m$ 个操作。
操作一：加入点 $(x,y)$。
操作二：询问当前点集中到给定点 $(x,y)$ 的最小哈密顿距离。
题解
建树、插入操作不再赘述。关于查询操作，将当前查询结果 $\text{ans}$ 设为全局变量，从根结点开始遍历 KD_Tree，假设当前访问结点为 $\text{pos}$。
首先用 $\text{pos}$ 到给定点 $(x,y)$ 的哈密顿距离更新 $\text{ans}$。
计算给定点 $(x,y)$ 到 $\text{pos}$ 的两个儿子结点的最小覆盖矩阵的最小哈密顿距离，记为 $d_1$、$d_2$。
优先遍历 $d_i$ 较小的结点。若 $d_i\gt ans$，立刻剪枝。
题意
给定 $n$ 个空串，编号为 $1 \sim n$。接下来 $q$ 个操作。
操作一：在编号为 $L \sim R$ 的字符串末尾插入一个字符。
操作二：查询编号为 $L \sim R$ 的字符串最长公共子序列长度。
题解
事实上对每个操作，将 $L$ 视为第一维， $R$ 视为第二维。
插入操作等价于插入点 $(L,R)$，查询操作等价于查询矩阵$\left(1\sim L,R\sim n\right)$中点的个数。
对于查询操作，可以利用最小覆盖矩阵，类比线段树查询区间和操作。
题意
三维空间中给定 $n$ 个点，编号为 $1 \sim n$。定义 $f[i]$ 表示恰好有 $i$ 个元素满足 $x_i\le x_j,y_i\le y_j,z_i\le z_j$ 且 $i\ne j$ 的 $j$ 的个数。
要求输出 $f[0 \sim n-1]$。
题解
3D_Tree 时间复杂度过高，不可取，考虑降维。
将 $z$ 作为第一关键字， $x$ 作为第二关键字， $y$ 作为第三关键字排序，可以把问题转换为 $xOy$ 平面问题，做法和上题类似。
但是很遗憾，按上题的代码会 TLE，尝试做了些小优化，还是不太行，也可能是我代码不够优美。
放弃替罪羊树，考虑直接建树。将 $(x,y)$ 点列去重后建树，每个结点 $cnt$ 表示该位置的结点个数，初始值为 $0$。
插入查找维护每个结点 $cnt$ 和 子树的 $cnt$ 和，勉强 AC。
可以看出 KD_Tree 常数还是挺大的，要慎用。