Div3
A
模拟。
直接按顺序来按即可，答案即为每个数字的位置之差加 $4$ 。
B
回文串，所以有两种情况，一种是所有字母的个数都是偶数，另一种是一种字母个数是奇数，其余字母个数都是偶数。
所以只需要统计字母输出出现的次数，若出现奇数次数的字母有 $x$ 种，当 $k>x$ 时直接一定能构成回文串，否则当 $k=x$ 或 $x-k=1$ 时一定能构成回文串，否则就不能构成回文串。
C
发现 $k$ 相当小，只有 $2,3,4,5$ 。
当为 $2,3,5$ 时，由于是质数，所以只需遍历每个数取最小的加到 $k$ 的倍数的步数即可。
为 $4$ 时，有两种情况，一种是 $2\times 2$ ，另一种是 $4$ ，统计数中偶数的个数以及 $4$ 的倍数的个数来判断即可。
D
写了两个权值线段树。
一个维护左端点，另一个维护右端点。
然后对于每次询问，查找右端点线段树中最左边的位置 $pos$ ，然后查找一下左端点线段树在 $pos\sim m$ 内有没有值即可。
时间复杂度 $O(q\log q)$ ，需要离散化。
E
常规做法是从 $a_2$ 开始，一直乘 $2$ 直到大于等于其前一个数，往后的每个数都这么做。
这么做显然会超时。
考虑再维护一个 $b$ 数组，$b_i$ 表示 $a_i$ 乘了 $2^{b_i}$ 。
如果 $a_i < a_{i-1}$ ，那么 $b_i=b_{i-1}+\lfloor\log_2\lceil \frac{a_{i-1}}{a_i}\rceil\rfloor$ 。
反之则 $b_i=\max(b_{i-1}-\lceil\log_2\lceil \frac{a_{i-1}}{a_i}\rceil\rceil+1,0)$ 。
可以用二分优化。由于二分范围很小，可以看成常数。时间复杂度 $O(n)$ 。
最后求出 $b$ 数组所有元素之和即可。
G1
由于 $m=1$ ，所以可以考虑直接模拟。
维护两个双端队列 $A$ 与 $B$ ，将 $a$ 与 $b$ 排好序后分别插入其内。
若 $A$ 的队尾大于 $B$ 的队尾，则 $A$ 的队尾必须要删除，此时也需要另外在 $B$ 中删除一个数，那么肯定删除的数越小越好，所以选择删除 $B$ 的队头。
若 $B$ 的队头小于等于 $A$ 的队头，那么 $B$ 的队头必须要删除，同样的想法，再把 $A$ 的队尾删除。
这样就预处理出来了两个初始的队列。
然后不断将两个队列的队尾比较，如果可以满足题目条件 $a_i<b_i$ ，就直接出队，反之则将答案加一，并删除 $A$ 的队头，$B$ 的队尾。
时间复杂度 $O(n)$ 。
F补
符合题意的区间的左端点一定是每个数出现的第一个位置 $Lpos$ ，右端点一定是每个数出现的最后一个位置 $Rpos$ 。
所以考虑建一个权值线段树，先把每个数出现的第一个位置加进去，然后对每个数出现的最后一个位置 $Rpos$ ，直接查找 $1\sim Rpos$ 之间有多少个 $Lpos$ 即可。时间复杂度 $O(n\log n)$ 。
或者之间前缀和， $O(n)$ 。
G2补
二分。
根据 G1 的思路，肯定优先删掉 $a$ 里面最大的， $b$ 里面最小的。
于是发现具有某种单调性，假设删掉了 $k$ 个数，那么也肯定是删掉 $a$ 前 $k$ 大，$b$ 里面前 $k$ 小，然后可以判断剩下的是否满足条件。
所以可以二分答案来求出 $a_1$ 确定的时候的答案。
由于只改变 $a_1$ ，对于 $a_1$ 只有删或不删两种情况，所以不管其值怎么变，答案也只有两种，并且一定是 $x,x,x,x,\dots ,x+1,x+1,\dots$ 的形式，这个分段点也可以用二分来求得。
时间复杂度 $O(n\log n\log m)$ 。
Div2
补E
补F
想到可以另开一个数组 $b$ 用来存与之前相比的增量。
当第一个不为零的 $b_i<0$ 时，说明当前的修改可以使字典序更优，那么就记录当前修改的操作序号并清空 $b$ 数组。
由于需要区间加，所以可以考虑用线段树来维护 $b$ 数组。
判断第一个不为 $0$ 可以用线段树维护区间最大值和最小值，然后二分来找这个位置。
第一次的时候清空 $b$ 数组的操作我用了一个区间覆盖的标记，但是 T 掉了。
后来想到，既然每个操作是区间加，那减回去即可。
于是这样可以得到一个 $O(n\log^2 n)$ 的算法，已经可以通过了。
又想到，这个位置可以直接线段树二分，而不是二分位置然后线段树查找，这样就 $O(n\log n)$ 了，快了 200 多 ms 。
因为一个 sb 错误（因为标记不会上传，所以建树时每个点的标记都要赋初值）调了很长时间 QAQ 。
