古いプレーヤー詐欺死にましたか？
A、B
クッション。
C - プレフィックス啓蒙
この制限は、各点まで導入することができる見やすい2つのセットを備えます。ルーチンによれば、これら2組のも、エッジを考えるのは簡単ですが、同じ/異なると、そのステータスは述べています。
性を保証溶液ので、それほど小さい側を選択し、各通信ブロックの二部グラフの状況で右互いに素なセットメンテナンス左からスイープに時間がかかります。
一組だけがカバーしている場合、互いに素設定された時間の特別な宣告クリックをすることで、このコレクションのチェック/チェックを外しを施行することと等価です。
グーのコード。
D - コーヒー品種（ハードバージョン）
漢漢として、当然のことながら、実践と正のソリューションが異なっています。（もちろん、Jiechaよりも、一定の正......）
それぞれのコーヒーは一番左の位置にある統計を考えることは容易です。2箇所列挙し、暴力を考えてみましょう\（I <Jを\）追加し、\（I \）を追加し、\（J \） 、空にします。この、あまりにも\（K = 1 \）の場合。
各検討\（K \）点（注という問題がなくとして溶液（\ K FRAC 2 \）\）サブブロック。我々は追加する場合（\ A）\ブロックプラスした後\（B \）ブロック、そして\（B \）ブロック内の各ポイントについてです\（B \）プレフィックスブロックと\（A \）ブロックサフィックスを比較します。我々は後方に追加した場合\（A \）を、次いで後方、次いでブロックに追加\（B \）ブロック、\（B \）の各点のブロックである\（B \）ブロックとサフィックス（\ \）ブロック内の接頭辞を比較しました。この時点で見つけることができる\（B \）各ブロック内の点とされている\（A \）比較ブロックの各点。
考慮されていない（B \）\その後、任意の二つの長いブロックのための行に再びそれを行うには、ブロックし、独自の比較の後の時点よりも中間点の問題になります。ただし、定数はOKではありません。
私たちは、最初にプラスの状況であることです。これは、元の情報を使用して、2つのブロックの完了を考慮した後、空にしません。マップの構築、\（I \）にブロック（J \）\ブロック接続側（\（I <J \）キュー内の片側を取る）と等価である\（Iは\）を添加した場合、ブロック（\ J \）ブロック。だから我々は、すべてのエッジが再びなくなっている必要があります。あなたが一度に完了することができるように、オイラーツアーの存在すること、いくつかの余分なエッジを追加するには、この数字を考えてみましょう。注目\（I \）番目のブロックと\（\ FRAC N K -i + 1 \） さらに接続することができるマッチブロックの度合いを示すが\（（\ FRAC N K -i + 1、I 、\ FRAC N K -2 * I + 1）\） 側ので、各点の程度は等しく、オイラーを実行することができます。クエリの数と、この時間\（キロ\）は、\（M \）程度である（3N ^ {2} {2} 4K ^ \と\ FRAC）\。
私たちは、事態の反対を解決するために、同様の方法で添加することができることを願っていますが、追加の時間の反対（B \）\しているブロック内の各点について\（B \）の比較を行うためにブロックサフィックス、これは我々が望むものではありませんしたいです。
あなたが後方追加ポイントの連邦政府の資金調達を禁止参加する時間はありませんが、いくつかを追加することができますので、我々は連邦政府の資金提供を禁止するいくつかのポイントを配置する必要があること、追加の時間は、残りの点は、同じブロック内で互いに異なっていることに注意ブロックまだ生きて充電ポイントの同じ数。
彼が終わって、ほとんど上位の問い合わせの数の結合したが、反対キューを空にする必要はありません。
私はそれを理解していなかった正の解を言いませんでした
コード：https://codeforces.com/contest/1290/submission/73847748
E - デカルトツリー
この問題事前知識を行う：定義\（MAXR（L）は\）最大値を示している\（Rは\）ように、\（[L、R]が\ ） デカルト木の範囲であり、\ （ヌル\） 。\（minl（R）\）は類似しています。次いで、セグメントデカルトツリーに対して\（[L、R＆LT] \） 、限りないルート、次に\（MAXR（L）= R \） と\（minl（R）= L \） を正確に満たすことができます。
戻るこのトピックに、欠員を持つことが許される数列を埋めるために決定された位置に挿入されたと考えます。
次に\（[L、R] \ ） サブツリーのは、のサイズである（\ \ [L、R] ）非ヌルの位置の数、すなわち\（FP（R＆LT）-fp（L-1）\） 。
事前知識を離れてこのことを考慮して、答えは\（\和\ limits_ {MAXR （L）\ NEQヌル} FP（MAXR（L）） - \和\ limits_ {MAXR（L）\ NEQヌル} FP + \ SUM \ {limits_ minL（R＆LT）\} NEQヌルFP（R＆LT）（1-L） - \ SUM \ {limits_ minL（R＆LT）\} NEQヌルFP（minL（R＆LT）-1）\）、その後、ルート上の定数の一部を失います。
我々が唯一のフロント2を検討し、その周りには対称であると言われています。
見出さ（MAXR（L）\ NEQ \ヌル\） と等価である\（P_。1-L {}> P_L \） 、第2項が十分に行います。
最大のメンテナンスに参加する方法を検討した後の最初の項目については、\（MAXR（L）\） 。ための（\ MAXR（L））\である\（（L、N + 1 ] \） 比の\（P_ {L-1} \） の最大値のみに追加されるように、大きな位置マイナス1プレフィックステイク分、および単一のポイントとは、彼らのその後の変更\（MAXRを\） 。
あなたはこの事缶セグメントツリーはメンテナンスを打つことがわかり、およびput \（FPを\）フェンウィックツリーの外の追加のメンテナンス表情で、実際に似ている\（FP \）だけで罰金。
おそらくそれは、可能コードを一時的クッション、および午後を埋めます。
F
クッション。