义正言辞地吐槽出题人：漏题面就算了，大家一起被坑；数据范围写错也能忍，数据水；但把一道大量细节的题的题解写的如此简陋就实在……
于是有了这一篇又臭又长的东西。
TIPS：由于这篇东西又臭又长，建议先翻到最下面理清楚每一步要干嘛再从上往下看。
约定
- 如无特殊说明，“点 (i) ” 指“当前点”或“某个点”。
- “长度”指要走多少小时，“实际长度”指路径上所有边的权值和。
- (ToRt_i) 表示 (i) 到 (Root) 的实际距离。
首先
先要知道两件事：
定理1：路径可逆性，即 (x o y) 的长度和 (y o x) 的长度一样。
定理2： 
如图，设绿色路径和黄色路径的长度均小于等于 (d) （注意，除非没有对应的红色路径或橙色路径，不能是0，原因后面讲），且走完红/橙色路径时水栓不能继续行进，那么 红色路径长度+蓝色路径长度+橙色路径长度 的值与 (x o y) 的答案一样。
证明？没有证明，反正是对的
然后
因为我们有了定理2，所以我们尝试把询问拆成红色路径，橙色路径与蓝色路径来做。
因为有定理1，所以我们假定红色路径和橙色路径都是向上的。于是就有一种显然的方法，倍增每个点向上走的小时数，然后合并即可。但由于毒瘤出题人卡 (O(nlogn)) 算法，所以我们寻求优化。
注意到题目没有强制在线，考虑离线。
第一步，我们先求出每个点向上走1个小时能走到哪，设 (T_i) 为第 (i) 个点向上走1个小时走到的结点，明显的点 (i) 的 (T_i) 肯定在 (Root) 到 (i) 的路径上。然后，因为 (i) 到 (FA_i) 有距离（废话），所以这个点的 (T) 一定在 (T_{FA_i}) （父亲的 (T)）到 (i) 的路径上。
我们把 (Root) 到 (i) 的路径用个栈记录一下，然后在这个栈上从 (T_{FA_i}) 所在的位置向后枚举一个 (j)，直到 (ToRt_i-ToRt_jle D) ，此时的 (j) 就是 (T_i)。因为每个点只会被枚举一次，所以时间复杂度 (O(n)) 。
接下来
正片现在开始。
首先我们如果要知道三大路径在哪，我们肯定要知道 (LCA) ，同样的，因为出题人卡 (O(nlogn)) 算法，所以需要使用离线的Tarjan算法求 (LCA)。什么？你不知道求 (LCA) 的Tarjan算法？戳我学习
接下来，我们想，对于红色路径，其可以从 (x) 跳若干次 (T_x) 得到，由于每个点只有一个 (T) ，所以 (T) 数组本身可以表示一棵树（即 (T_i) 表示 (i) 的父亲结点），设这棵树为 (TreeT)。设 (x) 的顶端为 (Top) ，因为每跳一次 (T_x) 就要消耗1小时，那么红色路径的长度就是在 (TreeT) 中 (x) 到 (Top) 的实际长度。
由于我们不知道 (Top) 的具体位置，所以我们不能直接处理。于是再DFS一遍，假设现在有一个点 (i) 的 (T_i) 为 (m) ，那么显然 (i) 到 (m) 在 (TreeT) 中的实际长度就为1。而 (i) 在 (TreeT) 中的子树上的所有结点到 (m) 的长度，就为它们到 (i) 的长度+1。 因为 (TreeT) 是一棵树，所以可以用并查集维护 (TreeT) ，在并查集中额外维护每个结点在 (TreeT) 中到 (Root) 的实际长度，采用路径压缩时，把其父亲所有点（可以包括 (Root)，因为其值为0）的这个长度加到自己的长度上再压缩（注意不能使用按秩合并，这样会破坏树的原本结构，路径压缩也破坏，但因为一开始的结构正确，可以维护正确的值）。这样就可以以 (O(alpha(N))) 的时间复杂度维护所有 (TreeT) 的结点到 (Root) 的答案（实际高些，但无关紧要）。 我们在退出 (i) 时，把所有 (T_j=i) 的结点合并到 (i) 上来再回溯。
因为如果某个点跳过了 (LCA) ，跳到的点一定在 (LCA) 之上，所以在没有回溯 (LCA) 时，不会有点被合并到了 (LCA) 的上方。如果现在在 (LCA) ， (x) 和 (y) 一定被合并到了 (LCA) 下方的某两个结点，这两个结点就是它们分别的 (Top) ，由于我们前面已经维护了路径长度，所以只要在并查集中找到 (Topx) 和 (Topy)（把长度处理出来，同时等会要用），然后取出 (x) 与 (y) 的额外值，就得到了红色路径和橙色路径的长度。
而对于蓝色路径，可以知道其实际长度一定小于等于 (2 imes D)。那么如果其实际长度 (le D)，其一定花费1小时，如果其实际长度 (>D) ，则一定花费2小时（当然有蓝色路径不存在的情况，此时 (x=y) ，需要特判一下）。蓝色路径的实际长度明显为 (ToRt_{Topx}+ToRt_{Topy}-2 imes ToRt_{LCA}) （两个 (Top) 到 (Root) 的实际长度和(-2 imes LCA)到 (Root) 的实际长度），把三条路径的长度加起来，我们就可以得到答案了。
梳理
程序总流程：
-
Tarjan
-
把 (T_i) 设为 (T_{FA_i}) （注意现在还是一个栈上的位置）
-
然后求出 (T_i) 在栈上哪个位置
-
DFS所有子结点
-
把 (T_i) 改为栈上位置对应的点（从栈中取出）
-
处理 (LCA)
-
-
把所有的询问挂在 (LCA) 上
-
DFS
-
DFS所有子结点
-
处理所有被挂在这个点上的询问
-
把所有 (T_i=) 这个点的 (i) 合并到当前点上
-
-
输出
至于为什么先处理询问再合并（即黄色路径和绿色路径不能为0），参考下图：
(D=3) ，如果询问3 4，而2先把3合并到了2上，那么答案就为1+1（合并+2 ( o) 4 的长度），但答案明显是1。而如果不合并，3 ( o) 4 的实际长度为3，那么就能求出正确答案。
Code
Warning：丑到离谱
#include<cstdio>
#include<cstring>
#define N 500010
using namespace std;
int n,d,q,fa[N],up[N],ans[N]; //基础信息，up为到父亲边的长度
int last,a[N],b[N<<1][3]; //树，链式前向星
int ques[N][2],qlast,qa[N],qb[N<<1][4]; //询问，仍然是链式前向星，注意被重复利用过
int ct[N],tars[N],lca[N],size,st[N],toup[N]; //ct为T，st为栈，tars为Tarjan用的并查集
int ts[N][2],tlast,na[N],nb[N][2]; //ts为TreeT的并查集，其他是挂在T_i上的点，仍然是……
template<typename T>void read(T &x){
char c=getchar();
for(;c<33;c=getchar());
for(x=0;(c>47)&&(c<58);x=x*10+c-48,c=getchar());
}
void add(int x,int y,int z){ //基础树加边
b[++last][0]=a[x];
b[last][1]=y;
b[last][2]=z;
a[x]=last;
}
void addt(int x,int y){ //TreeT加边
nb[++tlast][0]=na[x];
nb[tlast][1]=y;
na[x]=tlast;
}
void addq(int x,int y,int z,int c){ //挂询问
qb[++qlast][0]=qa[x];
qb[qlast][1]=y;
qb[qlast][2]=z;
qb[qlast][3]=c;
qa[x]=qlast;
}
int root(int m){ //Tarjan用求根
return(tars[m]?tars[m]=root(tars[m]):m);
}
int troot(int m){ //ts用求根
if(ts[m][0]){
int top=ts[m][0];
ts[m][0]=troot(top);
ts[m][1]+=ts[top][1];
return(ts[m][0]);
}
return(m);
}
void uni(int x,int y){ //Tarjan用合并
tars[root(y)]=root(x);
}
void tuni(int x,int y){ //ts用合并
x=troot(x);
y=troot(y);
if(x!=y){
ts[x][0]=y;
ts[x][1]++;
}
}
void tarjan(int m){
st[++size]=m;
toup[m]=toup[fa[m]]+up[m];
for(ct[m]=ct[fa[m]];toup[m]-toup[st[ct[m]]]>d;ct[m]++); //求T的栈上位置
for(int i=a[m];i;i=b[i][0]){
if(b[i][1]!=fa[m]){
fa[b[i][1]]=m;
up[b[i][1]]=b[i][2];
tarjan(b[i][1]);
uni(m,b[i][1]);
}
}
ct[m]=st[ct[m]]; //取出具体点
addt(ct[m],m); //加TreeT边
for(int i=qa[m];i;i=qb[i][0]){ //处理LCA
int get=root(qb[i][1]);
if(get!=qb[i][1]||get==m){
lca[qb[i][2]]=get;
}
}
size--; //记得退栈（我就忘过）
}
void dfs(int m){ //求答案用DFS
for(int i=a[m];i;i=b[i][0]){
if(b[i][1]!=fa[m]){
dfs(b[i][1]);
}
}
for(int i=qa[m];i;i=qb[i][0]){ //处理所有询问
int x=troot(qb[i][1]),y=troot(qb[i][2]),last=toup[x]+toup[y]-2*toup[m];
ans[qb[i][3]]=ts[qb[i][1]][1]+ts[qb[i][2]][1]+(last>0)+(last>d);
}
for(int i=na[m];i;i=nb[i][0]){ //把下方点合并上来
tuni(nb[i][1],m);
}
}
int main(){
freopen("mancity.in","r",stdin);
freopen("mancity.out","w",stdout);
read(n);read(d);read(q);
for(int i=2;i<=n;i++){
int x,y;
read(x);read(y);
add(x,i,y);
add(i,x,y);
}
for(int i=1;i<=q;i++){
read(ques[i][0]);read(ques[i][1]);
addq(ques[i][0],ques[i][1],i,0); //LCA的询问
addq(ques[i][1],ques[i][0],i,0);
}
tarjan(1);
memset(qa,0,sizeof(qa)); //重复利用
qlast=0;
for(int i=1;i<=q;i++){
addq(lca[i],ques[i][0],ques[i][1],i); //把询问挂在LCA上
}
dfs(1);
for(int i=1;i<=q;i++){
printf("%d
",ans[i]);
}
fclose(stdin);
fclose(stdout);
return(0);
}