最开始的想法是对序列分块，跟手牵手走向明天是差不多的做法。
事实上，在第四分块中，我们完全可以避免这种复杂，卡常，码农的做法。
回忆一下之前的做法，对于每一个块中的每一种颜色维护了一个与同一块中其他颜色的最小距离。如果将这个做法换成全局的话，则需要 (O(n^2)) 的空间。
同时可以发现，对于查询的话，复杂度跟 (x,y) 的出现次数密切相关。
那么，能不能对出现次数超过 (sqrt{n}) 的不超过 (sqrt{n}) 个颜色，每一个颜色维护一个与其他颜色的最小距离呢？这样子的话空间花费就是 (O(nsqrt{n})) 的了。
这样的话查询时，如果 (x,y) 有任意一方的出现次数超过 (sqrt{n})，就直接查表，否则用 (O(sqrt{n})) 的时间暴力求解。
接下来考虑合并颜色：
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如果 (x,y) 出现次数均小于 (sqrt{n}) ：暴力合并位置集合。如果合并完后出现次数大于 (sqrt{n})，则用 (O(n)) 的时间构建距离数组。
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如果 (x,y) 出现次数均大于 (sqrt{n}) ：对颜色标号，用 (O(sqrt{n})) 更新其他颜色与 (x,y) 的距离，然后暴力合并 (x,y) 的距离数组，显然因为出现次数大于 (sqrt{n}) 的颜色数最多有 (sqrt{n}) 个，也就是最多出现 (sqrt{n}) 次这样的合并，因此复杂度时正确的。
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如果 (x,y) 出现次数有一方小于 (sqrt{n})，一方大于 (sqrt{n}) ：这就是本题的难点了。假设 (x) 的出现次数小于 (sqrt{n}) ，(y) 的出现次数大于 (sqrt{n}) 。这个时候可以发现，对于 (y) 的查询是 (O(1)) 的，太舒服了，能不能跟修改达成某种平衡呢？
具体的，考虑对于每一个出现次数大于 (sqrt{n}) 的颜色维护一个临时集合，在求答案的时候，多考虑一个临时集合即可。然后每一次将 (x) 并到临时集合中，如果临时集合的大小大于 (sqrt{n})，就重构 (y) 的距离数组，容易重构次数为 (O(sqrt{n})) 级别，因此这一部分复杂度是对的。
然后就做完了。
关于实现：
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细节较多，码量中等，中等卡常。
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注意一下因为常数原因块大小应该比 (sqrt{n}) 稍大，我的块大小是 (10^3) 。
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重构的时候需要查询原序列，这里比较粗暴的直接用并查集维护了 = =
const int N=1e5+5;
const int SqrtN=1e2+5;
const int w=SqrtN-1;
int n,m,sqrtn,last_ans,a[N];
// {{{ Data_Struct_Block
bool live[N];
int rt[N],fa[N],col[N];
int top,tmp_las,id[N],pot[N],idsta[SqrtN],dis[SqrtN][N];
std::vector <int> sta[N],tmp_sort;
int find(int x) {return x==fa[x]?x:fa[x]=find(fa[x]);}
inline void update_dis(int &_id,const int &i) {
if(!_id) _id=idsta[top--],memset(dis[_id],64,sizeof(dis[_id]));
tmp_las=-inf;
lep(j,1,n) {if(col[find(j)]==i) tmp_las=j; chkmin(dis[_id][pot[col[find(j)]]],j-tmp_las);}
tmp_las=inf;
rep(j,n,1) {if(col[find(j)]==i) tmp_las=j; chkmin(dis[_id][pot[col[find(j)]]],tmp_las-j);}
}
inline void merge_sort(std::vector <int> &sx,std::vector <int> &sy) {
int ix=0,iy=0; const int limx=sx.size()-1,limy=sy.size()-1;
while(ix<=limx&&iy<=limy) tmp_sort.pb(sx[ix]>sy[iy]?sy[iy++]:sx[ix++]);
while(ix<=limx) tmp_sort.pb(sx[ix++]);
while(iy<=limy) tmp_sort.pb(sy[iy++]);
return sy=tmp_sort,tmp_sort.clear(),sx.clear();
}
inline void merge(int x,int y) {
if(x==y||!live[x]) return ;
if(!live[y]&&live[x])
return swap(live[x],live[y]),swap(pot[x],pot[y]),col[rt[y]=rt[x]]=y,rt[x]=0,void();
if(!id[pot[y]]) swap(pot[x],pot[y]);
const int &px=pot[x],&py=pot[y];
live[x]=0,fa[rt[x]]=rt[y],col[rt[x]]=0,rt[x]=0;
if(id[py]&&id[px]) {
lep(i,1,n) chkmin(dis[id[py]][i],dis[id[px]][i]);
idsta[++top]=id[px],id[px]=0;
}
merge_sort(sta[px],sta[py]);
if(sta[py].size()>sqrtn) update_dis(id[py],y),sta[py].clear();
lep(i,1,w) chkmin(dis[i][py],dis[i][px]),dis[i][px]=inf;
}
inline int calc(const std::vector <int> &sx,const std::vector <int> &sy) {
int ans=inf,ix=0,iy=0;
const int limx=sx.size()-1,limy=sy.size()-1;
while(ix<=limx&&iy<=limy) (sx[ix]<sy[iy])?chkmin(ans,sy[iy]-sx[ix++]):chkmin(ans,sx[ix]-sy[iy++]);
return ans;
}
inline void query(int x,int y) {
if(!live[x]||!live[y]) return last_ans=0,puts("Ikaros"),void();
if(x==y) return printf("%d
",last_ans=0),void();
x=pot[x],y=pot[y];
int res=calc(sta[x],sta[y]);
printf("%d
",last_ans=min(res,min(dis[id[x]][y],dis[id[y]][x])));
}
// }}}
int op,x,y;
int main() {
IN(n,m),sqrtn=1000;
lep(i,1,SqrtN-1) idsta[++top]=i;
memset(dis[0],64,sizeof(dis[0]));
lep(i,1,n) live[i]=false,pot[i]=i;
lep(i,1,n) IN(a[i]),live[a[i]]=true,sta[a[i]].pb(i);
lep(i,1,n) {if(!rt[a[i]]) col[rt[a[i]]=i]=a[i]; fa[i]=rt[a[i]];}
lep(i,1,n) if(sta[i].size()>sqrtn) update_dis(id[i],i),sta[i].clear();
while(m--) {
IN(op,x,y),x^=last_ans,y^=last_ans;
if(op==1) merge(x,y);
if(op==2) query(x,y);
}
return 0;
}