題目描述：給定陣列 heights，代表一排人的身高（所有身高均不同）。第 i 個人能看到第 j 個人（j > i）的條件是：i 和 j 之間不存在任何人的身高 ≥ heights[j]。求每個人能看到的人數。
解題思路：
可見性的關鍵觀察：i 能看到 j 的充要條件是，在 i 和 j 之間的所有人身高都嚴格小於 heights[j]。換句話說，j 是從 i 向右看時未被完全遮擋的人。
從右到左 + 單調遞減棧：
從右到左遍歷，維護一個單調遞減棧（存身高值）。對於位置 i：
i 右側還未被遮擋的人的身高」，保持從棧底到棧頂遞減。heights[i] 的棧頂元素：這些人站在 i 的右側，且會被 i 遮住後方視線，但 i 本身能看到他們，每彈出一個 count++。heights[i] 高的人——i 也能看到他，count++。ans[i] = count，然後將 heights[i] 推入棧。因為所有身高互不相同，棧中不會出現相等元素，邏輯更為清晰。
時間複雜度：O(n) — 每個身高值最多被推入和彈出棧各一次，從右到左的遍歷為 O(n)，棧操作總計 O(n)。
空間複雜度：O(n) — 棧最多容納 n 個身高值（當身高嚴格遞增時），輸出陣列 O(n)。
1. 初始化 ans[0..n-1] = 0，空棧 stk（存身高值，維持單調遞減）
2. 從 i = n-1 到 0 遍歷：
a. count = 0
b. 當棧非空且棧頂 < heights[i] 時：
- 彈出棧頂
- count += 1（i 可見此人）
c. 若棧非空（棧頂 >= heights[i]）：
- count += 1（i 可見棧頂那個更高的人）
d. ans[i] = count
e. 將 heights[i] 推入棧
3. 回傳 ans對每個 i，向右掃描 j = i+1 到 n-1，維護一個「當前最大遮擋高度」。若 heights[j] > max_so_far，則 j 可見（更新 max_so_far 並計數）；否則 j 被遮擋。當 max_so_far >= heights[i] 後，i 後方完全被遮擋，可提前終止。
for (int i = 0; i < n - 1; i++) {
int maxH = 0;
for (int j = i + 1; j < n; j++) {
if (heights[j] > maxH) { ans[i]++; maxH = heights[j]; }
if (maxH >= heights[i]) break; // i 後方完全遮擋
}
}
最壞 O(n²)，但有提前終止優化，對接近遞增的輸入效能較好。
從左到右遍歷，棧存索引，遇到 heights[i] > heights[棧頂] 時，棧頂能看到 i，棧頂計數加一後彈出，重複。此方案以「被看到」的事件驅動計數，邏輯稍繞，但同樣是 O(n)。從右到左的方案更直觀，因為每個人的可見數在處理時即可確定。
允許相同身高：本題保證所有身高互不相同。若允許相同身高，可見性規則應如何定義？（例如：i 和 j 之間的人身高嚴格小於 heights[j]，且 heights[j] >= heights[k] 對所有中間 k 成立。）修改後算法有何變化？
雙向可見：若改成「i 和 j（j > i）互相可見的對數」，即雙方都能看到彼此，答案有何變化？這等價於原題中哪類計數的加總？
三維版本：若改成二維平面上的可見性（每個人有 (x, y) 座標和身高），要判斷哪些人對互相可見，會遇到哪些新的複雜性？單調棧技術是否還適用？