A~C
略。
D
用一个 set 维护砍掉了哪些点。
查询时直接 lower_bound 即可。
E
用两个数据结构维护。这里可以用 priority_queue 和 queue（当然 multiset 和 vector 之类的也行）。
操作 1：加入 queue。
操作 2：若 priority_queue 不为空，那么输出队头并弹出；否则输出 queue 队头并弹出；
操作 3：将 queue 中所有元素加入 priority_queue 中，并将 queue 清空。
F
赛时 naive 了，被一种特殊情况限制住了思路 \(\texttt{/kk}\)
设 \(dp_{i,j}\) 表示将区间 \([i,j]\) 覆盖完的方案数。
转移枚举一个点 \(k\)，让 \(k\) 和 \(j\) 配对，那么就把区间分成了 \([i,k-1]\) 和 \([k+1,j-1]\) 两段，方案数就是 \(dp_{i,k-1}\times dp_{k+1,j-1}\times\binom{\frac{j-i+1}{2}}{\frac{k-i}{2}}\)。组合数可以这样理解：区间 \([i,j]\) 总共需要进行 \(\frac{j-i+1}{2}\) 次配对，其中有 \(\frac{k-i}{2}\) 次是在前面一段，之所以不需要再乘阶乘是因为两段内部的顺序已经计算过了。
答案即为 \(dp_{1,2n}\)。
G
设 \(dp_{i,j}\) 表示 \(1\sim i\) 分成 \(j\) 段的方案数。
转移：\(dp_{i,j}=dp_{i-1,j-1}+dp_{i-1,j}\times(j-\lfloor\frac{i-1}{m}\rfloor)\)。
前面的是 \(i\) 单独分一段的贡献，后面是 \(i\) 加入前面的一组的贡献。因为前 \(i-1\) 个数中和 \(i\) 在\(\mod m\) 下同余的有 \(\lfloor\frac{i-1}{m}\rfloor\) 个，而它们都不在同一个组，所以系数就为 \(j-\lfloor\frac{i-1}{m}\rfloor\)。
H
咕咕咕