A
签到题，符合条件必须满足一个 \(a_i=1\)。
B
注意到，若下标 \(x,y\) 奇偶性相同，则可以通过一次翻转交换。
所以，每次可以任意选择一个和 \(x_i\) 奇偶性相同的元素打上标记。
贪心去做就行，注意无论如何都会打上一个标记。复杂度 \(O(n\log n)\)。
C
注意到，把所有划分出来的子数组合并在一起，因为所有子数组都有相同的中位数 \(x\)，所以最终的序列也有一个中位数 \(x\)。
知道了中位数，其实可以按照 \(x\) 来暴力划分，可以直接 \(O(n^2)\) 去 dp。
D
设 \(s_i=\sum_{j=1}^{i-1}a_i\)，设一个逆序对的贡献为 \(s_j-s_i\)。
因为 \(s_i\) 是已知的，考虑 \(s_i\) 的贡献，若 \(j<i\)，则希望 \(s_j<s_i,p_j<p_i\)，若 \(j>i\)，则希望 \(s_j>s_i,p_j>p_i\)，这样能和 \(s_i\) 产生正贡献的 \(j\) 都做了贡献。
不难发现这个式子以外的二元组是不产生贡献的，所以直接按照 \(s_i\) 的顺序反向构造 \(p_i\) 即可，复杂度为 \(O(n\log n)\)。
E
交互题，有一些细节，但是整体可以猜出大概方向。
注意到初始数字很重要，要同时猜符号和参数，那么集合的不可重性就是很重要的信息。
如果设置集合初始元素为 \(0\)，并插入一个 \(0\)，则可以根据集合大小直接判断符号是否为按位与。
如果符号为按位与，在插入一个全 \(1\) 串，这样就二分答案求出参数。
反之，插入的元素无论与参数 \(c\) 进行或或者异或，都会在集合中多一个 \(c\)，二分即可求出 \(c\)。
最后一步就是判断符号了，会有一些 conner case。
若 \(c\) 不是全 \(1\) 串，插入一个全 \(1\) 串 \(u\)，异或会得到一个小于 \(u\) 的数，而或则会得到 \(u\)，查询 \(u\) 即可判断。
否则，两者分别会得到 \(0/c\)，二者在原来的集合中已经存在，这种情况下再插入一个 \(1\) 就能判断符号。
最坏情况下，二分答案始终 \(60\) 次交互，第一步一次交互，后者判断细节需要两次交互，交互次数为 \(n+3\) 次。
F
首先，\(c_i\) 相同的元素可以互相连边，边权为 \(0\)，问题变成在原图的一个子点集上互相连边。
不难看出就是 kruskal 算法求最小生成树，但是完全图的边集太大。
考虑 \(dis(u,v)=w\) 是否满足，当且仅当存在一个最小的 \(w\) 满足了仅通过边权在 \([0,w-1]\cup [w+1,m]\) 内的所有边即可让 \(u,v\) 连通，则符合条件。
考虑分治，设分治区间为 \([l,r]\)，将边权在 \([mid+1,r]\) 的边加入，向 \([l,mid]\) 分治，反之同理，用可撤销并查集维护。
每次合并两个集合时，直接合并两个集合内的子图的集合，并按照分治树的中序去遍历，这样就相当于变向做 kruskal 算法。
复杂度为 \(O(n\log^2 n)\)。