T1
[f[i]=max(f[j]-a imes ceil(frac{p[i]-p[j]}{z}))+w[i]
]
打表发现没有决策单调性
考虑拆掉上取整
[p[i]=k[i] imes z+b[i]
]
[ceil(frac{p[i]-p[j]}{z})=k[i]-k[j]+[b[i]>b[j]]
]
[f[i]=max(f[j]+a imes k[j]-a imes [b[i]>b[j]]))-a imes k[i]+w[i]
]
相当于两种转移，离散化后树状数组
(O(nlogn))
T2
考试时最后统计答案范围错了
发现答案为石子为奇数的颜色数不超过(n-2m)的方案数
(O(nD))，发现不关心具体哪种颜色，(f[i][j])表示前(i)个有j个奇数色，直接转移。
(n<=300)可以矩阵快速幂，复杂度还是高了
考虑(EGF)
若无奇数限制，则(e^x=n![x^n]sum frac{x^i}{i!})，就是序列有序但同组无序。
设满足奇数限制的(EGF)，(F(x)=sum frac{x^{2i+1}}{(2i+1)!})
有(e^{-x}=n![x^n]sum frac{(-1)^i x^i}{i!})
然后可以构造(F(x)=frac{e^x + e^{-x}}{2})
然后用至少容斥恰好
其中(e^{xm}=frac{m^n}{n!})，m种颜色n个小球，左侧就是m种颜色做EGF，右侧意义m种选择选n次，EGF中没有(n!所以除掉)
[g(i)=inom{D}{i}frac{i!}{2^i}sumlimits_{j=0}^i frac{(-1)^j(D-2j)^n}{j!(i-j)!}
]
后面卷积，然后再二项式反演卷积一次即可。
(O(nlogn))
T3
可以转化为二维数点。
发现一次切换只会对两侧的极长1区间有贡献，可以用(set)维护0的位置
贡献形式为断开时间-开始联通时间
设左侧极长区间端点为(l),同理(r)，改(x)。
二维平面上((x,y))表示询问(x->y)的答案，
那么修改的影响是矩形(xin [l,x],yin [x,r])，贡献为(断开+/联通-)当前时刻
区间修改+单点查询，(\%\%\% DeepinC) 二维线段树
可以差分，然后就转化为单点修改+前缀矩形查询，可以CDQ分治。
(O(nlog^2n))