problem
题意概要：给定一张 (n) 点 (m) 边的无向图，边有边权，共 (q) 次操作，每次会将第 (x) 条边的权值改为 (y)，或询问从 (x) 开始只走大于等于 (y) 的边能到达多少点。
(nleq 5 imes 10^4, m,qleq 10^5)
Solution
这道题和 (HNOI2016) 最小公因数 长得很像，想到分块就会了。由于这题有修改，对询问的权值分块不好做，就只能对操作分块了。
设操作块大小为 (T)，则共 (lceilfrac qT ceil) 个操作快。
对于每一个操作块，按照询问的权值大小顺序询问（否则就需要上可持久化并查集）。需要考虑两者的贡献：在块内被修改了的边、在块内未被修改的边。后者可以依照询问的权值大小依次添加，而由于目前将询问按权值大小排序，所以询问时间不一定递增，可以暴力处理块内修改，查看这条边是否有用。
对于每一个询问，需要暴力扫描块内的修改，每次修改因为需要支持并查集撤销，复杂度 (O(Tlog n))。总共 (q) 个询问，共 (O(qTlog n))。
对于每一块而言，需要将所有边排序、块内询问排序，处理整块排序时会重构整个并查集，复杂度 (O(n+mlog m+Tlog T))，由于 (n,m,q) 同阶，所以简化为 (O(mlog m))。总共 (lceil frac qT ceil) 块，共 (O(frac qTcdot mlog m))。
考虑到 (n,m,q) 同阶，总复杂度为 (O(mTlog m+frac {m^2log m}T)=O(mlog m(T+frac mT)))，取 (T=m^{frac 12}) 得复杂度最低为 (O(m^{frac 32}log m))。到这就能过了
实际上没必要每一块内重新排序，可以将一开始排序后的序列拆出来，复杂度 (O(m))，重新计算复杂度得 (O(mTlog m+frac {m^2}T))，取 (T=sqrt {mlog m}) 可得 (O(m^{frac 32}sqrt {log m}))……但效率差别并不是很大。
Code
这里写的是前一个版本的。
//loj-3145
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
template <typename _tp> inline void read(_tp&x){
char ch=getchar(),ob=0;x=0;
while(ch!='-'&&!isdigit(ch))ch=getchar();if(ch=='-')ob=1,ch=getchar();
while(isdigit(ch))x=x*10+ch-'0',ch=getchar();if(ob)x=-x;
}
const int N = 101000;
int n, m, Q;
struct Edge {
int l, r, w, id;
inline void in() {read(l), read(r), read(w);}
friend inline bool operator < (const Edge&A, const Edge&B) {return A.w > B.w;}
}e[N], ee[N];
struct Qry {
int op, x, y, id;
inline void in() {read(op), read(x), read(y);}
friend inline bool operator < (const Qry&A, const Qry&B) {return A.y > B.y;}
}q[N], md[N], qr[N];
int d[N], sz[N];
inline int f(int x) {while(d[x]) x = d[x]; return x;}
struct RUB {int x, dx, y, sy;}Rub[N];
int rub;
inline void merge(int x, int y) {
x = f(x), y = f(y); if(x == y) return ;
if(sz[x] > sz[y]) swap(x, y);
Rub[++rub] = (RUB) {x, d[x], y, sz[y]};
d[x] = y, sz[y] += sz[x];
}
inline void cancel() {while(rub) d[Rub[rub].x] = Rub[rub].dx, sz[Rub[rub].y] = Rub[rub].sy, --rub;}
int Ans[N], st[N], ew[N];
bool ex[N];
int main() {
read(n), read(m);
for(int i=1;i<=m;++i) e[i].in(), e[i].id = i;
int T = max(1.0, sqrt(m*log(m)/log(2)));
read(Q);
for(int l=1,r=T;l<=Q;l+=T) {
r = min(Q, l+T-1);
int t = r - l + 1, t0 = 0, t1 = 0;
for(int i=1;i<=m;++i) ex[i] = false;
for(int i=1;i<=t;++i) {
Ans[i] = 0, q[i].in(), q[i].id = i;
if(q[i].op == 1) md[++t0] = q[i], ex[q[i].x] = true;
else qr[++t1] = q[i];
}
sort(qr+1, qr+t1+1);
for(int i=1;i<=n;++i) d[i] = 0, sz[i] = 1;
int em = 0, tp = 0;
for(int i=1;i<=m;++i)
if(!ex[i]) ee[++em] = e[i];
else st[++tp] = i;
sort(ee+1, ee+em+1);
int ie = 1;
for(int i=1;i<=t1;++i) {
while(ie <= em and ee[ie].w >= qr[i].y)
merge(ee[ie].l, ee[ie].r), ++ie;
for(int j=1;j<=tp;++j) ew[st[j]] = e[st[j]].w;
for(int j=1;j<=t0 and md[j].id <= qr[i].id;++j)
ew[md[j].x] = md[j].y;
rub = 0;
for(int j=1;j<=tp;++j)
if(ew[st[j]] >= qr[i].y)
merge(e[st[j]].l, e[st[j]].r);
Ans[qr[i].id] = sz[f(qr[i].x)];
cancel();
}
for(int i=1;i<=t0;++i)
e[md[i].x].w = md[i].y;
for(int i=1;i<=t;++i)
if(Ans[i]) printf("%d
", Ans[i]);
}
return 0;
}