首先来一个问题：
给定平面上一个点集 E ，还有一个定点 V ，怎么在一群点中找出一个点 U，使得 V 与 U 的距离最近（欧几里得距离）？
当然，我们能够想到一种做法：枚举 E 中所有的点，找出它们中距离V 最近的点 U。
但是，假设现在有两个点集 E1 与 E2 ，对于 E2 中每一个点 Vi ，找出一个在E1 中的一个点 Ui，使得 Vi 到 Ui 的距离最短，这怎么做？还是枚举？
既然枚举的复杂度很高 ( O(n) 的复杂度 )，那有没有办法把复杂度降下来呢？答案是肯定的，引入一种数据结构：K-D tree
一、何为 K-D tree？
二叉树（有左儿子，右儿子的那种树形结构）
二、能解决哪些问题？
K-D tree 可以在 log(n) （ 最坏是 sqrt(n) ）的时间复杂度内求出一个点集 E 中，距离一个定点 V 最近的点（最近邻查询），稍稍处理一下，我们还可以求出点集 E 中距离距离 V 最近的 k 个点（k邻近查询）
三、怎么利用 K-D tree 解决上面的问题？
将点集 E中的点按照某种规则建成一棵二叉树，查询的时候就在这颗建好的二叉树上面用 log(n) （最坏是 sqrt(n)）的时间复杂度查询出距离最近的点
四、既然是二叉树，怎么建树？
这是最关键的地方，因为不管是 划分树 ， 线段树 ， 字典树 ，甚至是其他的数据结构或者算法（例如 KMP 之类的） ，之所以能够高效的处理问题，主要就是预处理的好。 K-D tree 之所以高效，就是因为建树很高明，高明之处体现在 “将点集 E中的点按照某种规则建成一棵二叉树” 的这种规则上
在讲这种规则之前，我们先来看看 K-D tree 这种数据结构为什么叫做 K-D tree
K：K邻近查询中的k
D：空间是D维空间（Demension）
tree：你可以理解为是二叉树，也可以单纯的看做是一颗 tree
好了， K 我们已经用到了，tree 我们也已经用到了，但是 D 呢？貌似这篇文章到现在为止还没有提到过 D 吧？
这种规则，就是针对空间的“维”的
既然要建树，那么树上的节点肯定要定义一些状态：
节点的状态：
分裂点（split_point）
分裂方式（split_method）
左儿子（left_son）
右儿子（right_son）
我们建树的规则就是节点的状态中的：分裂方式（split_method）
想必读者已经看见上面的关键字了：分裂点 分裂方式，为什么反复的出现分裂这两个字呢？难道建一颗 K-D tree 还要分裂什么，分裂空间？
对，K-D tree的建立就是分裂空间的过程！
怎么建树呢？
建树依据：
先计算当前区间 [ L , R ] 中（这里的区间是点的序号区间，而不是我们实际上的坐标区间），每个点的坐标的每一维度上的方差，取方差最大的那一维，设为 d，作为我们的分裂方式（split_method ），把区间中的点按照在 d 上的大小，从小到大排序，取中间的点 sorted_mid 作为当前节点记录的分裂点，然后，再以 [ L , sorted_mid-1 ] 为左子树建树 ， 以 [sorted_mid+1 , R ] 为右子树建树，这样，当前节点的所有状态我们便确定下来了：
split_point= sorted_mid
split_method= d
left_son = [ L , sorted_mid-1 ]
right_son = [ sorted_mid+1 , R ]
为了便于理解，我先举个例子：
假设现在我们有平面上的点集 E ，其中有 5 个二维平面上的点 ： （1,4）（5,8） （4,2） （7,9） （10，11）
它们在平面上的分布如图：
首先，我们对区间 [ 1 , 5 ] 建树：
先计算区间中所有点在第一维（也就是 x 坐标）上的方差：
平均值 ： ave_1 =5.4
方差 ： varance_1 =9.04
再计算区间中所有点在第二维（也就是 y 坐标）上的方差：
平均值：ave_2 =6.8
方差：varance_2 =10.96
明显看见，varance_2 > varance_1 ，那么我们在本次建树中，分裂方式 ：split_method =2 ， 再将所有的点按照 第 2 维 的大小从小到大排序，得到了新的点的一个排列：
（4,2） （1,4）（5,8） （7,9） （10,11）
取中间的点作为分裂点 sorted_mid =（5，8）作为根节点，再把区间 [ 1 , 2] 建成左子树 , [ 4 , 5] 建成右子树，此时，直线 ： y = 8 将平面分裂成了两半，前面一半给左儿子，后面一半给了右儿子，如图：
建左子树 [1 , 3 ] 的时候可以发现，这时候是 第一维 的方差大 ，分裂方式就是1 ，把区间 [ 1, 2 ] 中的点按照 第一维 的大小，从小到大排序 ，取中间点（1,4） 根节点，再以区间 [ 2, 2] 建立右子树 得到节点 （4,2）
建右子树 [4 , 5 ] 的时候可以发现，这时还是 第一维 的方差大， 于是，我们便得到了这样的一颗二叉树 也就是 K-D tree，它把平面分成了如下的小平面，使得每个小平面中最多有一个点：
可以看见，我们实际上在建树的过程中，把整个平面分成了 4 个部分
树是建了，那么查询呢?
查询过程：
查询，其实相当于我们要将一个点“添加”到已经建好的 K-D tree 中，但并不是真的添加进去，只是找到他应该处于的子空间即可，所以查询就显得简单的毒攻了
每次在一个区间中查询的时候，先看这个区间的分裂方式是什么，也就是说，先看这个区间是按照哪一维来分裂的，这样如果这个点对应的那一维上面的值比根节点的小，就在根节点的左子树上进行查询操作，如果是大的话，就在右子树上进查询操作
每次回溯到了根节点（也就是说，对他的一个子树的查找已经完成了）的时候，判断一下，以该点为圆心，目前找到的最小距离为半径，看是否和分裂区间的那一维所构成的平面相交，要是相交的话，最近点可能还在另一个子树上，所以还要再查询另一个子树，同时，还要看能否用根节点到该点的距离来更新我们的最近距离。为什么是这样的，我们可以用一幅图来说明：
在查询到左儿子的时候，我们发现，现在最小的距离是 r = 10 ，当回溯到父亲节点的时候，我们发现，以目标点（10,1）为圆心，现在的最小距离 r = 10 为半径做圆，与分割平面 y = 8 相交，这时候，如果我们不在父亲节点的右儿子进行一次查找的话，就会漏掉 （10,9） 这个点，实际上，这个点才是距离目标点 （10,1） 最近的点
由于每次查询的时候可能会把左右两边的子树都查询完，所以，查询并不是简单的 log(n) 的，最坏的时候能够达到 sqrt(n)
好了，到此，K-D tree 就差不多了，写法上与很多值得优化的地方，至于怎么把最邻近查询变换到 K 邻近查询，我们用一个数组记录一个点是否可以用来更新最近距离即可，下面贴上 K-D tree 一个模板
#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <cmath>
#include <algorithm>
#include <vector>
#include <string>
#include <queue>
#include <stack>
#define INT_INF 0x3fffffff
#define LL_INF 0x3fffffffffffffff
#define EPS 1e-12
#define MOD 1000000007
#define PI 3.141592653579798
#define N 60000
using namespace std;
typedef long long LL;
typedef unsigned long long ULL;
typedef double DB;
struct data
{
LL pos[10];
int id;
} T[N] , op , point;
int split[N],now,n,demension;
bool use[N];
LL ans,id;
DB var[10];
bool cmp(data a,data b)
{
return a.pos[split[now]]<b.pos[split[now]];
}
void build(int L,int R)
{
if(L>R) return;
int mid=(L+R)>>1;
//求出 每一维 上面的方差
for(int pos=0;pos<demension;pos++)
{
DB ave=var[pos]=0.0;
for(int i=L;i<=R;i++)
ave+=T[i].pos[pos];
ave/=(R-L+1);
for(int i=L;i<=R;i++)
var[pos]+=(T[i].pos[pos]-ave)*(T[i].pos[pos]-ave);
var[pos]/=(R-L+1);
}
//找到方差最大的那一维，用它来作为当前区间的 split_method
split[now=mid]=0;
for(int i=1;i<demension;i++)
if(var[split[mid]]<var[i]) split[mid]=i;
//对区间排排序，找到中间点
nth_element(T+L,T+mid,T+R+1,cmp);
build(L,mid-1);
build(mid+1,R);
}
void query(int L,int R)
{
if(L>R) return;
int mid=(L+R)>>1;
//求出目标点 op 到现在的根节点的距离
LL dis=0;
for(int i=0;i<demension;i++)
dis+=(op.pos[i]-T[mid].pos[i])*(op.pos[i]-T[mid].pos[i]);
//如果当前区间的根节点能够用来更新最近距离，并且 dis 小于已经求得的 ans
if(!use[T[mid].id] && dis<ans)
{
ans=dis; //更新最近距离
point=T[mid]; //更新取得最近距离下的点
id=T[mid].id; //更新取得最近距离的点的 id
}
//计算 op 到分裂平面的距离
LL radius=(op.pos[split[mid]]-T[mid].pos[split[mid]])*(op.pos[split[mid]]-T[mid].pos[split[mid]]);
//对子区间进行查询
if(op.pos[split[mid]]<T[mid].pos[split[mid]])
{
query(L,mid-1);
if(radius<=ans) query(mid+1,R);
}
else
{
query(mid+1,R);
if(radius<=ans) query(L,mid-1);
}
}
int main()
{
while(scanf("%d%d",&n,&demension)!=EOF)
{
//读入 n 个点
for(int i=1;i<=n;i++)
{
for(int j=0;j<demension;j++)
scanf("%I64d",&T[i].pos[j]);
T[i].id=i;
}
build(1,n); //建树
int m,q; scanf("%d",&q); // q 个询问
while(q--)
{
memset(use,0,sizeof(use));
for(int i=0;i<demension;i++)
scanf("%I64d",&op.pos[i]);
scanf("%d",&m);
printf("the closest %d points are:\n",m);
while(m--)
{
ans=(((LL)INT_INF)*INT_INF);
query(1,n);
for(int i=0;i<demension;i++)
{
printf("%I64d",point.pos[i]);
if(i==demension-1) printf("\n");
else printf(" ");
}
use[id]=1;
}
}
}
return 0;
}