t1：這題其實不難。
我們考慮在dfs序上dp。設f[i][j]表示到dfs序上的第i個點時，1~i經過了j條左邊的方案數。
那麼轉移有兩種情況：
1、在i下面加上乙個左兒子，則轉移到f[i+1][j+1]
2、從i往上走，走到第乙個沒有右兒子的點，然後加上這個點的有兒子，這樣的話就轉移到f[i+1][j-1]（因為一定是少一條左邊）
最終的答案是f[n*2-1][0]，因為一定要走到最右的兒子整棵樹才算構造完成。
t2：這題其實也不難，比賽時別被卡spfa。
推一下式子可以發現每一條邊的權值變化是有週期的，那麼這就是乙個分層spfa。
但是spfa會被卡，所以要麼用dij，要麼加上判斷dis[對頭]是否小於dis[隊尾]的優化（這個優化看上去不起眼，但是在這一題中十分有用）。
總結：在比賽時如果spfa有被卡的風險，那麼就盡量用dij。因為spfa的時間複雜度不穩定。
t3：這題有一點複雜。
首先要注意到子串行是可以不連續的。
首先我們設c[i]表示滿足長度為i的權值最小的某個子串行。那麼可以證明c[i]
那麼現在就有乙個分治的做法。首先假設我們算出了l~mid和mid+1~r的所有長度的答案，現在我們要求l~r的所有長度的答案。
可以設在l~mid中我們選出了s1個數，在mid+1~r中我們選出了s2個數，此時我們就可以更新l~r中s=s1+s2的答案。但是列舉s1和s2的效率是n^2的，此時我們就用到了剛才的結論。
假設s的最優解是s1和s2，那麼在算s+1時，我們只需要用s1-2+s2+3,s1-1+s2+3,s1+s2+1,s2+1+s2,s1+2+s2-1來更新即可。因為波動不超過2。
實際上，對於每個區間我們都要維護區間的每個長度的最大值和最小值，這時為了合併時使用。這樣維護所有長度的答案看上去是n^2的，實際上是nlogn的，這個想一想就明白了。
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