T1:
随便推一下就行了，个人感觉拆成二维前缀和更好推
T2:
显然区间内最大匹配最大，次大匹配次大，以此类推，最优
贪心的让每个区间人尽量多也是对的
考虑对于一个左端点，如何快速找到最靠右的合法右端点
（推了半天式子发现增量法并不能用QAQ）
直接二分肯定是不行的，因为可以每次只拓展一个，复杂度就会变为(O(n^2log^2n))
考虑倍增套二分
即：用倍增确定二分区间
check时暴力sort就行了，复杂度为(O(nlog^2n))
T3:
首先有个结论：小B只会封掉小A当前所在节点连接的一条路
设(f_i)表示i点到n点的答案，(l_{i,j})表示(i,j)这条边的长度，(dis_i)表示i到n的最短路
如果我们可以处理出(del_{i,j})表示删掉(i,j)这条边后i到n的最短路
那么就可以用dp：(f_i=min{ max(f_j+l_{i,j},del_{i,j}) }) 计算答案
考虑如何计算(del)数组
若删的边不在i到n的最短路上，你们(del_{i,j})的值就是(dis_i)
若删的边在最短路上，且根据前文结论该边一定与i相连，那么我们的问题就转化为了：
求不经过最短路树上最后一条边的最短路
这个问题比较常见，有两种解决方法：
1.树剖 2.并查集（思想）
树剖的思路很简单：
跑出最短路树，以n为根，计算(dep_x)表示x到根的距离
因为最后任意点x的答案可以表示为(max{dep_a+dep_b+l_{a,b}-dep_x})
所以对于每一条非树边(a,b)，可以更新的点为a-b除lca外的所有点，用(dep_a+dep_b-l_{a,b})更新既可
并查集的思路就很巧妙了：
考虑将非树边按照(dep_a+dep_b-l_{a,b})从小到大排序，那么每个点只需要被更新一次就可以了
