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T4的题解有误，现已重写.
我们帅童玩家也是站起来了好吧（澄清一下，榜三不是我小号）
报一下个入难度：红 橙 橙/黄 黑蓝 绿 绿.
T1
用 map 记录每个数字出现的次数，然后按题意判断.
T2
每次取出第一个字符放到最后一个，判断是不是回文即可.
string没有pop_front有点烦……
T3
我们可以用一种新型的记录方法，也可以记录到所有的子串.
例如 abcadcbabcadcbabcadcb：
遍历到第 111 个字符，l=1,r=1l=1,r=1l=1,r=1：将 aaa 加入字符串，并增加 111 个子串： aaa.
遍历到第 222 个字符，l=1,r=2l=1,r=2l=1,r=2：将 bbb 加入字符串，并增加 222 个子串：b,abb,abb,ab.
遍历到第 333 个字符，l=1,r=3l=1,r=3l=1,r=3：将 ccc 加入字符串，并增加 333 个子串：c,bc,abcc,bc,abcc,bc,abc.
遍历到第 444 个字符，r=4r=4r=4：由于已经出现过了 aaa，所以第 111 个字符就不能要了，令 l=2l=2l=2. 此时可新增 333 个子串：a,ca,bcaa,ca,bcaa,ca,bca.
遍历到第 555 个字符，l=2,r=5l=2,r=5l=2,r=5：将 ddd 加入字符串，并增加 444 个子串：d,ad,cad,bcadd,ad,cad,bcadd,ad,cad,bcad.
遍历到第 666 个字符，r=6r=6r=6：由于已经出现过了 ccc，所以第 2,32,32,3 个字符就不能要了，令 l=4l=4l=4. 此时可新增 333 个子串：c,dc,adcc,dc,adcc,dc,adc .
遍历到第 777 个字符，l=4,r=7l=4,r=7l=4,r=7：将 bbb 加入字符串，并增加 444 个子串：b,cb,dcb,adcbb,cb,dcb,adcbb,cb,dcb,adcb.
∴\therefore∴ 共有 202020 个不含有重复字符的子串.
翻译成代码如下：
T4
为了方便表示，我将以 xxx 开头，yyy 结尾的子串数量称为 {x,y}\{x,y\}{x,y}，数组 aaa 中大于数 xxx 的个数称为 a.LB(x)a.LB(x)a.LB(x)，即lower bound.
个人认为本次巅峰赛最难的一题！
认真读题，可发现题目实际让我们找的是如下的代码：
首先，我想到两个块合并只需要把左右两个块的 {x,y}\{x,y\}{x,y} 相加再加上第一个块内 xxx 的数量乘第二个块内 yyy 的数量即可.
于是我轻松地打了个线段树代码：
然后内存爆了.
后来我尝试用分块做，TLE了.
最后我使劲想想想，终于想出来了：
我们不需要维护整个线段树，真正需要维护的只是 676676676 个结果.
我们可以换个角度考虑，如aababbaababbaababb，将第 555 个字符改成 aaa：
先统计负贡献：
1. 在前四个字符与第五个字符的关系中，{a,b}−=3\{a,b\}-=3{a,b}−=3，{b,b}−=1\{b,b\}-=1{b,b}−=1.
2. 在第六个字符与第五个字符的关系中，{b,b}−=1\{b,b\}-=1{b,b}−=1.
再统计正贡献：
1. 在前四个字符与第五个字符的关系中，{a,a}+=3\{a,a\}+=3{a,a}+=3，{b,a}+=1\{b,a\}+=1{b,a}+=1.
2. 在第六个字符与第五个字符的关系中，{a,b}+=1\{a,b\}+=1{a,b}+=1.
我们发现，如果把这个字符串拆开，分为 aaa 字符串与 bbb 字符串：
那么贡献就与 555 在 aaa 字符串与 bbb 字符串的相对位置，即 ∑i∈ba.LB(i)\sum\limits_{i\in b} a.LB(i)i∈b∑ a.LB(i) 有关.
其它的字符串也有这个性质，自行验证.
可以亮代码了……吗？
等等，还有两件事没讲清楚.
1.如何快速求 a.LB(x)a.LB(x)a.LB(x):
如果按正常的数组处理的话，修改时间复杂度就得退化至 O(n)O(n)O(n)；
而 setsetset 只会给你返回迭代器，转换成数值又得花费 O(n)O(n)O(n) 的时间.
怎么办呢？
机智的我想到了用树状数组模拟数组！只要每次加入元素在该元素的下标增加 111，删除元素在该元素的下标增加 −1-1−1，那么查询某个下标的结果就是 a.LB(x)a.LB(x)a.LB(x)！
使用这种方法也可以以 O(nlogn)O(n\log n)O(nlogn) 的时间复杂度求得一个数组的逆序对.
2.初始化时间复杂度问题：
确实，通过上面的办法可以让修改变为 O(logn)O(\log n)O(logn)，查询变为 O(1)O(1)O(1)，但是要初始化. 而如果按照上面的代码初始化，时间复杂度是 O(n2)O(n^2)O(n2)！
没关系，稍微推导一下，就可以推出 {x,y}=∑i∈yx.LB(i)+(i∈x)\{x,y\}=\sum\limits_{i\in y} x.LB(i)+(i\in x){x,y}=i∈y∑ x.LB(i)+(i∈x).
该题代码如下：
T5
模板题，参考区间根号题.
我们发现最多只会运算 350350350 次，所以 O(350n)O(350n)O(350n) 是完全可以的.
具体做法：维护一个线段树，记录区间内 111 的个数，修改时如果发现有一个子树内的元素都为 111 就不搜了；查询直接按普通线段树做.
由于这个算法是自顶而下的，所以就不能用重口味线段树了.
T6
一开始没读题就0帧起手，写了个bfs找环+Floyd算法.
直到我看到了：不会重复经过同一个车站.
天塌了70+行的代码白写了
但是这个提示也带给我了一个好消息：消耗的时间最多也不会超过 151515.
这就让我想到了最短Hamilton路径的解法：状压DP.
巧了，在这题也同样适用！
我们弄个dp，dp[i][j][k]dp[i][j][k]dp[i][j][k] 表示从 iii 出发，第 kkk 个状态，最后一个点为 jjj 是否可能实现.
然后枚举每个时间和所有点，判断当时间为 iii，选取 jjj 点作为车站是否可行.
（在左下角
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