3個\(\log\)做法比較簡單，但是寫起來還是有點麻煩的。
大概就是樹剖把鏈劃分為\(\log\)段，然後任意兩段可以組成乙個矩形，就是個矩形面積並，聽說卡卡就過去了。
好像這個可以被優化到兩個\(\log\)，算了，估計挺麻煩的。
乙個\(\log\)的做法看起來還挺厲害的。
考慮欽定某個點算它的貢獻，於是我們要算的是所有經過它的鏈的並的大小。
但是染色這個東西看起來就很不可搞，我們可以挖掘一下這個並的簡單性質。
注意到，這個並是聯通的，可以看做是乙個生成子樹，然後我們需要求這個子樹的大小。
考慮乙個類似建虛樹的過程，我們把\(n\)個鏈拆成\(2n-1\)條鏈，即按\(dfs\)序進行排序，相鄰兩點構成鏈，我們按\(dfs\)序新加入乙個點\(x\)時，新的鏈的貢獻就是\(dep_x-dep_\)，\(y\)是上乙個加入的點，這個可以畫圖體會一下。
但是乙個乙個加還是不太好維護，考慮我們可不可以合併兩個子樹的集合，顯然，貢獻和左邊的最右端\(x\)以及右邊的最左端\(y\)有關
然後我們發現需要討論\(x,y\)是否在同一條鏈上，不在就很簡單，兩棵樹沒有交，隨便算算就可以了。
如果在的話，我們發現有一部分是重疊的，算出這部分重疊可能需要求出左邊的最淺點，為了方便，我們欽定每個集合的最淺點都是根（並加入根），然後在合併的時候可以發現，只需要減去\(dep_\)就可以了，這對上面不在同一條鏈上仍然是適用的。
在合併到最後為了去掉根的貢獻，我們維護乙個點集的\(lca\)的深度，最後減去它就可以了。
這樣的話，我們就可以用線段樹維護這個子樹的大小，並支援單點修改與查詢。
對於鏈的修改，我們可以打差分tag，在相應的節點的線段樹中加入與刪除鏈的兩個端點\(s,t\)。
可以發現，為了繼承兒子的資訊，還需要乙個線段樹合併。
code:
#include #include #include #include #define ll long long
const int size=1<<21;
char ibuf[size],*is,*it;
#define gc() (is==it?(it=(is=ibuf)+fread(ibuf,1,size,stdin),is==it?eof:*is++):*is++)
template void read(t &x)
const int n=1e5+10;
int head[n],to[n<<1],next[n<<1],cnt;
void add(int u,int v)
int n,m;
ll ans;
int dfn[n],ha[n],st[n<<1][20],log[n<<1],fir[n],dep[n],par[n],dfsclock,dcnt;
void dfs(int now,int fa)
}int lca(int x,int y)
void ins(int &now,int l,int r,int p,int d)
int mid=l+r>>1;
if(p<=mid) ins(ls,l,mid,p,d);
else ins(rs,mid+1,r,p,d);
updata(now);
}int merge(int now,int las,int l,int r)
int mid=l+r>>1;
ls=merge(ls,ch[las][0],l,mid);
rs=merge(rs,ch[las][1],mid+1,r);
updata(now);
return now;
}void dfs(int now)
for(int i=0;i>1]+1;
for(int j=1;j<=18;j++)
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