Codeforces 1706 D,E
作者：互联网
D
枚举max，让min最大
假设当前\(max=v\)，于是对于\(0\leq a_{i}<v+1\)的数，\(p_{i}=1\)。
那么对于\(v+1\leq a_{i}<2(v+1)\)的数，首先\(p_{i}\geq 2\)（否则最大值就不是\(v\)了），并且我们想让最小值大，故我们取\(p_{i}=2\)。
我们可以推广：
若\((t-1)(v+1)\leq a_{i}\leq t(v+1)\)，那么我们最优的方案是\(p_{i}=t\)。
故我们将数列分成若干块——\([0,v+1),[v+1,2(v+1)),[2(v+1),3(v+1)),...\)，对于每一块，我们要找到\(\lfloor\frac{a_{i}}{p}\rfloor\)的最小值。由于同一区间内\(p\)相等，故这个最小值一定是区间内最小的\(a\)除以\(p\)的值。
我们用st表维护区间最小值，对于枚举的max=v，我们同时暴力枚举每个区间，由于调和级数\(\sum_{i=2}^{n} \frac{1}{i}=\log n\)，这样时间复杂度为\(O(n\log n)\)。
E
若\(l,r\)内部的点对两两可达，那么意味着：
这些点对两两可达。
那么我们可以去掉一些无关的点对。我们发现，如果\((l,l+1),(l+1,l+2),...,(r-1,r)\)这\((r-l)\)个点对是两两可达的，那么其余的点对就一定两两可达。
故我们设\(f(i)=i和i+1最少什么时刻连通\)，回答询问时只要回答\(f(l),f(l+1),...f(r-1)\)的最大值即可，这个可以用st表实现。（怎么又是st表啊）（这个求法很像后缀数组求lcp的过程）
那么原本我们有\(O(n^2)\)个不同的点对，现在只有\(O(n)\)个了，我们分别求\(f(1),f(2),...,f(n-1)\)的值。
如何快速求出呢？首先按顺序考虑边，如果当前加入的边\((u,v)\)在图上已经联通，那么就不必加上了，否则我们就加上这条边。（类似于kruskal算法流程，用并查集实现）
容易发现求出的是最小生成树，那么对于询问\((i,i+1)\)，我们相当于查询树上从\(i\)到\((i+1)\)路径中最大的边权。这个可以用倍增实现。
时间复杂度为\(O(n\log n)\)。
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