T1：
考虑什么时候增加高度对答案有贡献。
可以发现，当一个建筑物两侧的建筑高度均大于它时(边界除外)，才会有贡献。
所以我们可以先暴力找出所有当前有贡献的区间，压入队列，一个一个处理。
尝试将一个区间内的建筑物增高，我们发现，对于每个建筑物，每次增加的代价是等差数列的形式。
将平方差分得到：1，3，5，7......。
于是我们只要知道增高最下面一层需要的代价，就能算出增加任意高度的代价，这个值初始时均为一，把它存放在b数组里。
然的后考虑增加一段区间，只有这个区间中所有建筑物的高度相等，且两侧建筑物高度更高，这个区间才能被考虑。
增加一段区间的高度，每次增加的代价不断升高，而每次的贡献不变，所以增加到代价等于贡献是最优的。
这个值可以O(1)算出，也可以二分。
每次动态更新b数组，如果当前区间被填满，就尝试左右扩展区间，同时累加新加入点的b数组作为代价。
如果当前区间不被填满，扩展到新区间贡献不会增加，而代价反而增加了，所以他一定不是更优的。
持续这一过程直到队列为空即可。
时间复杂度$O(n)$
T2：
统计二维区间内点对个数。
是典型的四维偏序，可以树套树套树......
然而可以二维莫队A掉。
时间复杂度$O(qn sqrt{n})$，真实复杂度O(莫队)。
T3：
树上直径问题。
可以先两次DFS求出整棵树的直径。
然后分别以直径两端点为根做一次树形DP，求出每棵子树内的直径。
对于没在直径上的点，也做一次类似过程。
枚举断边，如果断边在直径上，那么就可以用DP值求出新树的最小直径；
如果不在直径上，就用原树直径和离直径远的点所在的子数的直径更新。
新直径求法：
设$l_1$和$l_2$分别为两个连通块的直径，$l$为新树的最小直径。
$l=max(l_1,l_2,lceil frac{l_1}{2} ceil + lceil frac{l_2}{2} ceil +1)$
连边一定连的是两个连通块直径的中点，DFS后用深度数组找出来即可。
时间复杂度$O(n)$