A. 辣鸡(ljh)
看到这题时有点虚，没选化学啊喂。
一开始一直在想对角线有没有什么性质，然后进死胡同了，去看T2。
回来后，想先qj一下点1，然后发现了块内的贡献可以直接算，一开始我用对角线推的，所以有下面这个鬼畜柿子
ans+=1ll*(1ll*(mi-1)*(mi-2)+(mi-1)*(abs(x-y)+1))*2;
后来发现这种算法十分nc，其实有 $ans_{块内}= sumlimits_{i=1}^{n} 2 imes (x2_i-x1_i) imes (y2_i-y1_i)$ ...
接着开始考虑怎么统计各个块之间的，看到N的范围，这板比不能$ Theta(n^2) $ 啪
所以一直在想 $Theta (nlogn)$ 的log哪来的，那么就想用些数据结构什么的来维护边界信息，还有离散化什么的emmm。
然而正解就是大暴力$ Theta(n^2) $，但其实是不到的，因为有一个显然而有效的剪枝和极其水的数据（过于分散的块）
我们对所有块按x1为第一关键字，y1为第二关键字排序，然后我们规定每次算i和i之后的块，这样保证了不重不漏
对于边界可以先算正对的部分，就是 $2 imes (接触线长-1) imes (2-1 )= 2 imes (接触线长-1)$，然后对多出且有贡献的两端缝缝补补。
剪枝：当i的x2+1够不到j的x1时，后面的j不可能对i有贡献，break掉
B. 模板(ac)
测试点分治：
1～6 节点套set，不断向上找father，在其路径的所有点上加入c，用siz判断即可。$ Theta (nmlogm) $
7～14 发现没有容量限制，所以就变成了《雨天的尾巴》。注意毒瘤出题人，c有负数，要离散化。
正解：DSU on tree
就是树上启发式合并，说白了就是每次更新把小的怼到大的里。
然后我们要给 大 小 一个定义，类似树链剖分，我们区分轻重儿子。
对于每个节点u，每次更新我们保留其重儿子的线段树，然后暴力把轻儿子的贡献加到线段树里。
在u上传给fa时若u不是fa的重儿子，就用懒标记清空线段树（注意不能用memset，复杂度退化）
复杂度证明在蓝链里。
C. 大佬(kat)
看到期望就把我唬住了，虽然看出是求方案的套路也没去推，难度评估错误。
一开始我想对于一种方案，在i移动的时候是有k天的制约的，就是有k-1天是不变的，所以要把k天的状态留下来。
然后充分不自信就打了个暴力跑了，也没有推出那个二位的dp。
然而我们换个角度看，其实对于每一个k题，把每种n题的情况按k题拆开并打乱，发现k长是可以独立计算的，总共n-k+1天的贡献是相同的。
所以有 $ ans= (n-k+1) imes frac {sumlimits_{i=1}^{m} wt[i] imes (i^k-(i-1)^k)} {m^k} $
$ (i^k-(i-1)^k $ 是k个数最大值为i的方案数