A,B,C,D
略。
E
考虑所有运算在模 \(m\) 意义下进行。
对于任意确定 \((s_{n-2},s_{n-1})\)，其后继状态是唯一且确定的。那么不妨先让每一个状态，向其后继连边。如果一个状态可以达到 \((x,0)(x\in [0,x))\)，那么它就不可以。
在反图上跑拓扑排序即可。
时间复杂度 \(O(m^2)\)。
F
考虑从 \(i-1\) 到 \(i\) 的过程。其实就是多了一个点 \(i\)。
因为想尽可能实现，所以希望尽可能走编号比 \(i\) 小的点。也就是说要找到一条 \(1\) 到 \(i\) 的路径，满足经过的编号最大的点编号最小，这可以用类最短路算法实现。
判断可行性后，就找新的点的每一个出边，如果到达的点即比 \(u\) 大，又没有被标记，则答案加一。
时间复杂度 \(O(m\log m)\)。
G
记 \(f_i\) 表示以 \(a_i\) 结尾且在 \([1,i-1]\) 没有出现过的子序列个数吗，\(d_i=\sum \limits_{j=1}^if_i\) 。记 \(pre_i\) 表示在 \([1,i-1]\) 中值为 \(a_i\) 且编号的最大的位置，如果没有则为 \(-1\)。
考虑怎么计算 \(f_i\)。记 \(x\) 为 \(i\) 的 \(a_i\) 级前驱（即跳 \(a_i\) 次 \(pre\) 得到的位置）。那么在 \([1,x-1]\) 结尾的序列都可以接到 \(i\) 处。但是注意到 \([1,pre_x]\) 内结尾的序列可以直接连到 \(pre_x\)，这样就会被重复计数，所以只统计在 \([pre_x+1,x-1]\) 内结尾的子序列即可。
前缀和优化后可以做到线性。