好难(too hard)

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注意到对于一个点而言，每一个操作本质是将某个值复制到另外一个点上。

考虑点分治，每次求出值到分治中心的后的贡献，即求出点最早到分治中心的时间 $t_i$，而后求出分治中心在 $t_i$ 之后到其他子树的贡献。

考虑将每一个操作转为一条边，而后求出每一条边多久可以做出贡献，即求出 $tim_i$ 表示 $i$ 操作最早连接到分治中心的时间，同时求出 $f_i$ 表示 $i$ 这个点的最早时间。$tim$ 可以用双指针来求，$f_x$ 就是 $fa_x\rightarrow x$ 的最早的边的 $tim$。

考虑什么情况下 $j$ 会对 $i$ 产生贡献。

显然，分治中心到 $j$ 的第一级祖先 $p$（即分治中心的儿子）的时间大于 $f_i$ 且 $p$ 在这个时间之后还可以转移到 $j$。

考虑再来一遍 dfs，按照边的时间从大到小走（其实就是前向心），记录一个 $cur$ 为当前以及走到哪条边了以及 $time$ 表示分治中心到 $p$ 的时间，然后从 $cur$ 开始走，走的边的时间需要是递增的，就可以求出最大的时间 $g_x$ 了。

然后就是求出对于每一个 $i$，大于等于 $f_i$ 的 $g_x$ 个数，然后再容斥掉同一子树的贡献即可。

以上是最后询问每个点的方法，但是询问呢？

考虑分治时，对于每一个询问操作枚举一遍，然后在 $ans_i$ 里面加上/减去

$大于等于~f_u~的~g_x~个数-大于等于~i~的~g_x~个数$。当然，$f_u<i$ 的特判掉。

时间是 $O(n\log^2n)$。注意还要将询问操作搞到点上去，否则复杂度还要乘个 $q$。常数有点大。