A
結論：假設在某個位置q減1了，則後面要全選（被痛擊之後失去理智）
證明：如果後面某個位置沒選，則可以把第一個q-1的位置和其交換一下，中間的至少+1,後面的不一定-1，極限情況也是中間+1後面不變，一定不劣
由於第一個-1取決於q，所以這些位置一開始都是固定的，在這些位置往前擴展不減1的就會得到所有後綴，即答案一定是由 一段後綴+前面所有不減1的 構成
二分後綴長度，暴力判斷
B
神必題
暴力顯然會掛
但是發現有Σai<=5e5的神奇限制，所以暴力的時候不做ai=0的就可以了，每操作x個數時Σai至少減(x-1)，所以時間是O(Σai*log)的
其實這只是隨便估的，實際的複雜度低得離譜，詳見https://codeforc.es/blog/entry/104930?#comment-932884，跑n=1e5,ai=1e18似乎不成問題
C
先求出mst，dfs時不能走不在mst裏的邊，分別記作白邊和黑邊
對於某一條黑邊，不妨先假設其他黑邊不存在，即在走到它之前都只能走白邊，這樣沒有問題，因爲如果走了其他黑邊那也會掛，在判其他黑邊時會考慮到
（要嚴謹的話可以先求出做法再證明必要性，咕）
由於dfs能走就走的性質，發現不合法的點就是u-v鏈上其他的點以及其連出去的子樹，圖見https://blog.csdn.net/xin_jun/article/details/125827808
實際就是除了以u爲根的v子樹和以v爲根的u子樹外的點全部不合法，對每個(u,v)都考慮一下就ok了，覆蓋用lca判斷+子樹標記
D
Chinese Round傳統藝能
問題等於給每個點賦一個最晚保留時間，要求合法
發現不合法當且僅當存在某個點，其保留時間爲t，且有兩個不同子樹中都含有至少一個>t的點
換言之，合法的情況就是最多有一個子樹裏有>t的，其餘都是<=t（注意最後一步爲U={1}，所以點1要比其他的都大）
這樣就可以把問題下放到子樹裏了，設f[i,j]表示以i爲根，子樹時間<=j的方案，最後二項式反演變爲恰好1~j
轉移枚舉j，枚舉根i選的k，再順序dp每個兒子，選一個放f[son,j]其餘放f[son,k]，這樣對於所有都<=j的會多算(兒子個數-1)次，減掉
這樣做是O(n^3)的，由於j是兒子的前綴*兒子的後綴再取前綴和得到的，所以前綴積後綴積再前綴和就可以O(n^2)了