求字典序最大，容易想到对原串建后缀数组求(rk)。
假设当前区间是([l,r])，对于在([l,r])中的两个后缀(i,j)（(i<j)），显然我们不能直接比较(rk_i,rk_j)来比较(i,j)在([l,r])中谁的字典序更大。（比如对于串(babb)，(l=1,r=3)，在原串中，后缀(3(bb))的排名比(1(babb))靠后，但是在([1,3])中显然应该是(1)的字典序更大）
但还是可以讨论一下：
- 若(rk_i>rk_j)，(i)在([l,r])中的字典序一定比(j)大。
- 若(rk_i<rk_j)，且(LCP(i,j)<r-j+1)，(j)在([l,r])中的字典序一定比(i)大。
- 若(rk_i<rk_j)，且(LCP(i,j)geq r-j+1)，(i)在([l,r])中的字典序一定比(j)大。
所以可以得到，对于(i)，令(j)是(i)后边第一个(rk_j>rk_i)的位置，(i)会在([i,j+LCP(i,j)-1])这个区间成为答案（用(R[i])表示(i)做答案的这个区间的右端点）。
所以我们把询问按左端点排序，(i)从(n)到(1)倒着枚举，用单调栈维护这些可能成为答案的区间。
当枚举到(i)时，处理左端点为(i)的询问。所以单调栈的每个元素存三个值：(L,R,p)，表示当询问右端点在([L,R])中时，答案为后缀(p)。
我们每加入一个(i)，它可能会覆盖掉后面几个区间成为最优解，如图：
（此时单调栈中自底向上依次存的是红色、绿色、紫色区间）
拿紫色的线段为例（假设紫色线段是由(j)作为答案，(k)就是(R[j])），此时无论询问右端点在点(j)还是在点(k)，后缀(i)都要比(j)更优（字典序更大，比较方式同前文所说），所以蓝色会覆盖紫色，直接把紫色线段弹出栈。同理判断蓝色完全覆盖绿色后也把绿色线段弹出栈。
然后在栈中加入元素：({i,R[i],i})（如前文所说的(L,R,p)）。
当然还会有这种情况：
比如对于串
oamodap，在(i=2)时(4)在右端点为(4sim5)时会成为答案，而当(i=1)时，(4)只在右端点为(5)时成为答案，右端点为(1sim4)时是(1)作为答案。
蓝色(i)在紫色(j)的某左半段区间中会作为答案。
也就是当右端点在点(j)处时，(i)比(j)更优；而右端点在点(k)时，还是(j)比(i)更优。
此时我们可以二分找到(R[i])。就是判断右端点在哪个位置时，恰好使得后缀(j)比(i)更优（当然其实不需要二分，(R[i])就是(j+LCP(i,j))）。
记这个位置为(p)。然后我们把(j)影响的区间([j,k])改为([p,k])。
此时(i)所影响的区间就是([i,p-1])（(R[i]=p-1)），所以在栈中加入元素({i,p-1,i})。
（(x)影响区间([l,r])就是指询问右端点在([l,r])中时(x)作为答案）
对于询问([l,r])，此时(l=i)，而单调栈中的区间是有序的。所以在单调栈中二分(r)在哪段区间中就可以了。
复杂度(O((n+q)log n))。
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#include <cstdio>
#include <cctype>
#include <cstring>
#include <algorithm>
#define gc() getchar()
typedef long long LL;
const int N=1e5+5;
struct Node
{
int l,r,p;
}sk[N];
struct Quries
{
int id,l,r;
inline bool operator <(const Quries &x)const
{
return l<x.l;
}
}q[N];
struct Suffix_Array
{
int tm[N],rk[N],sa[N],sa2[N],ht[N],Log[N],st[N][17];
char s[N];
inline void Init_ST(const int n)
{
for(int i=2; i<=n; ++i) Log[i]=Log[i>>1]+1;
for(int i=1; i<=n; ++i) st[i][0]=ht[i];
for(int j=1; j<=Log[n]; ++j)
for(int t=1<<j-1,i=n-t; i; --i)
st[i][j]=std::min(st[i][j-1],st[i+t][j-1]);
}
inline int LCP(int l,int r)
{
l=rk[l], r=rk[r]; if(l>r) std::swap(l,r);
++l;
int k=Log[r-l+1];
return std::min(st[l][k],st[r-(1<<k)+1][k]);
}
int Build()
{
scanf("%s",s+1);
const int n=strlen(s+1);
int *x=rk,*y=sa2,m=300;
for(int i=0; i<=m; ++i) tm[i]=0;
for(int i=1; i<=n; ++i) ++tm[x[i]=s[i]];
for(int i=1; i<=m; ++i) tm[i]+=tm[i-1];
for(int i=n; i; --i) sa[tm[x[i]]--]=i;
for(int k=1,p=0; k<n; k<<=1,m=p,p=0)
{
for(int i=n-k+1; i<=n; ++i) y[++p]=i;
for(int i=1; i<=n; ++i) if(sa[i]>k) y[++p]=sa[i]-k;
for(int i=0; i<=m; ++i) tm[i]=0;
for(int i=1; i<=n; ++i) ++tm[x[i]];
for(int i=1; i<=m; ++i) tm[i]+=tm[i-1];
for(int i=n; i; --i) sa[tm[x[y[i]]]--]=y[i];
std::swap(x,y), x[sa[1]]=p=1;
for(int i=2; i<=n; ++i)
x[sa[i]]=(y[sa[i]]==y[sa[i-1]]&&y[sa[i]+k]==y[sa[i-1]+k])?p:++p;
if(p>=n) break;
}
for(int i=1; i<=n; ++i) rk[sa[i]]=i;
ht[1]=0;
for(int i=1,k=0,p; i<=n; ++i)
{
if(rk[i]==1) continue;
if(k) --k;
p=sa[rk[i]-1];
while(i+k<=n && p+k<=n && s[i+k]==s[p+k]) ++k;
ht[rk[i]]=k;
}
Init_ST(n);
return n;
}
}sa;
inline int read()
{
int now=0;register char c=gc();
for(;!isdigit(c);c=gc());
for(;isdigit(c);now=now*10+c-'0',c=gc());
return now;
}
inline bool Check(int i,int j,int r)
{
return sa.rk[i]>sa.rk[j]||sa.LCP(i,j)>=r-j+1;
}
int main()
{
static int Ans[N];
const int n=sa.Build(),Q=read();
for(int i=1; i<=Q; ++i) q[i]=(Quries){i,read(),read()};
std::sort(q+1,q+1+Q); q[0].l=0, sk[0].l=n+1;
int top=1,now=Q; sk[1]=(Node){n,n,n};
while(q[now].l==n) Ans[q[now--].id]=n;
for(int i=n-1; i; --i)
{
bool f=0;
while(top)
{
if(Check(i,sk[top].p,sk[top].r)) --top;
else if(Check(i,sk[top].p,sk[top].l)) {f=1; break;}
else break;
}
if(f)
{
// int j=sk[top].p,l=sk[top].l,r=sk[top].r,mid;
// while(l<r)
// {
// if(Check(i,j,mid=l+r>>1)) l=mid+1;
// else r=mid;
// }
// sk[top].l=l;
sk[top].l=sk[top].p+sa.LCP(i,sk[top].p);//这里不需要二分。。=-=
}
sk[++top]=(Node){i,sk[top-1].l-1,i};
while(q[now].l==i)
{
int p=q[now].r,l=1,r=top,mid;
while(l<=r)
{
mid=l+r>>1;
if(p>=sk[mid].l && p<=sk[mid].r) break;
else if(p>sk[mid].r) r=mid-1;
else l=mid+1;
}
Ans[q[now--].id]=sk[mid].p;
}
}
for(int i=1; i<=Q; printf("%d
",Ans[i++]));
return 0;
}