写在前面：为了保护正睿题目版权，这里不放题面，只写题解。
- A
(20pts:)
枚举操作序列然后暴力跑，复杂度(O(6^n))。
([50,80]pts:)
枚举改成dfs，每层操作后还原。复杂度(O(3^n))。
全0或全1可以直接返回。
写法优秀可以过(80pts)。
(100pts:)
类似非递归fft的写法，bitrev后可以位运算优化。
最下面四层可以预处理，复杂度(O(3^{n-4}))。
然后疯狂卡常就完事了（
然而由于swk人菜常数大，明明所有剪枝都加上了仍然挂掉了qwq
破案了，原来swk太菜了，在递归的每一层都重构了一遍结构体，结构体里还用了vector，于是多了(12)倍常数，就死掉了。
- B
(80pts:)
枚举最小差，设为(d)。
统计最小差大于等于 (d) 的集合最大差之和，发现对于一个最小差为(x)的集合，它的最大差刚好被统计了(x)次。
直接dp，设(f_i)表示前(i)个元素，且第(i)个元素必选的最大差之和。转移时需要一堆前缀和。我代码写的特别诡异
(100pts:)
仍然枚举(d)，对每个(d)枚举集合元素个数(x)，发现(dxleq n)，所以枚举复杂度为(O(nlog n))。
然后随便组合数一下就可以了。
发现集合中的最大值和最小值是对称的，可以分开算。
考虑枚举最小值为(c)，则方案数为((^{n-c-x(d-1)}_{~~~~~~~~x-1}))。即选中(x)个元素，在它们后面附带(d-1)个额外的空格，其中位于位置(c)的元素必须被选中，且前面不能有任何被选中的元素，可以直接把这个元素删掉。
设(a=n-x(d-1),b=x-1)，则总贡献为(sum_{c=1}^{a-b} ccdot (^{a-c}_{~~~b})=sum_{c=b}^a (a-c)cdot (^c_b)=sum_{c=b}^a (a+1)cdot(^c_b)-(c+1)cdot (^c_b))。
将后半部分拆开，得到((c+1)cdot (^c_b)=frac{(c+1)c!}{b!(c-b)!}=(b+1)frac{(c+1)!}{(b+1)!(c-b)!}=(b+1)cdot(^{c+1}_{b+1}))。
代回上式，得到(sum_{c=b}^a (a+1)cdot(^c_b)-(b+1)cdot (^{c+1}_{b+1})=(a+1)cdot(^{c+1}_{b+1})-(b+1)cdot(^{c+2}_{b+2}))。可以(O(1))计算。
- C
swk完全不会做找观察题所以光荣爆零了。然而大家都切了这道题，所以swk菜死了。
一个很重要的结论就是每个点只会往上走。
感性理解下就是越往上边就越稀疏。
于是每个点只有(O(log))个点与它相关，建出边直接跑就可以了。
上面的写法比较麻烦。好写一点的方法是，两个点必然在lca附近相遇。对每个点可以算出向上不经过桥最近的祖先，贪心地找最高的祖先即可。需要特判两个点在祖先的两侧相遇的情况。