比较自然的做法。
对于两条边权相同的边，不妨钦定编号较小的边更小。
有结论：对于任意一条边，使得它在最小生成树中出现的 \(x\) 是一个连续区间。
证明
考察最小生成树经典结论：一条边 \(e\) 不被包含在最小生成树中，当且仅当存在一个包含 \(e\) 的环，使得 \(e\) 的边权大于环上其他边的边权。
考虑对于一条边 \(f\)，何时 \(|w_e-x|>|w_f-x|\)。设 \(m=\dfrac{w_e+w_f}{2}\)，若 \(w_e<w_f\)，则要有 \(x>m\)，否则要有 \(x<m\)。
考察一个包含 \(e\) 的环 \(C\) 使得 \(e\) 的边权大于环上其他边的边权。观察到 \(w_e<w_f\) 时 \(m>\dfrac{w_e}{2}\)，\(w_e>w_f\) 时 \(m<\dfrac{w_e}{2}\)，因此 \(C\setminus \{e\}\) 中不能同时存在 \(<w_e\) 和 \(>w_e\) 的边。若其他边都 \(<w_e\)，则 \(x>\max\limits_{f\in C\setminus \{e\}}\dfrac{w_e+w_f}{2}\)；若其他边都 \(>w_e\)，则 \(x<\min\limits_{f\in C\setminus \{e\}}\dfrac{w_e+w_f}{2}\)。而最终 \(x\) 的取值范围是这些限制的并集，必然形如 \(x<L\lor x>R\)，因此 \(e\) 能被包含在最小生成树中时，\(x\) 的取值范围就是 \([L,R]\)。\(\Box\)
考虑直接分治，将所有询问排序，分治到区间 \([L,R]\) 表示考虑到 \(x_L\leq x\leq x_R\)。我们对 \(x=x_{mid}\) 跑一次最小生成树，那么对于不在生成树上的边，直接看其边权 \(w\) 和 \(x_{mid}\) 的大小关系即可判断要扔到左区间还是右区间。而对于生成树上的边，其可以同时扔到左区间和右区间。最后递归到叶子节点时统计答案。显然复杂度烂完了，还不如直接暴力。
考虑一个优化：分治到 \([L,R]\) 时，对 \(x=x_L\) 和 \(x=x_R\) 分别跑最小生成树，那么考察所有同时在两个生成树上的边，我们可以确定这些边的 \(x\) 的取值区间包含 \([L,R]\)，此时不必再把这些边扔到左右两边递归，可以直接贡献到答案上。注意到贡献形式为对于每个 \(L\leq i\leq R\)，令 \(ans_i\gets |w-x_i|\)，那么找到一个分界点使得前面的 \(x_i<w\)，后面的 \(x_i\geq w\)，两部分都是加上关于 \(x_i\) 的一次函数的形式，直接维护 \(k,b\) 的差分即可。同时，我们要把这些边两端的点用并查集缩起来，给点重新编号之后再递归到两侧。
注意到这样优化之后，这个分治结构和线段树基本一致，每条边只会被插入 \(\mathcal{O}(\log{q})\) 个区间内，因此时间复杂度为 \(\mathcal{O}(m\log{q}\log{m}+q\log{q})\)。
跑得挺快。
主要代码
void solve(int l, int r, int n, vector<Edge> &edges) {if (l > r || edges.empty()) return;auto kruskal = [&](int X) {vector<Edge> E; E.reserve(n - 1);stable_sort(edges.begin(), edges.end(), [&](const Edge &lhs, const Edge &rhs) {int wl = abs(lhs.w - X), wr = abs(rhs.w - X);return wl != wr ? wl < wr : lhs.id < rhs.id;});dsu.init(n);for (int i = 0; i < edges.size(); ++i) {auto [id, u, v, w] = edges[i];u = dsu.find(u), v = dsu.find(v);if (u == v) continue;dsu.unite(u, v);E.push_back(edges[i]);if (E.size() == n - 1) break;}return E;};auto Tl = kruskal(qr[l]), Tr = kruskal(qr[r]);static bool visl[M], visr[M], vism[M];for (auto e : Tl) visl[e.id] = 1;for (auto e : Tr) visr[e.id] = 1;dsu.init(n);for (auto [id, u, v, w] : edges) if (visl[id] && visr[id]) {dsu.unite(u, v);int p = lower_bound(qr + l, qr + r + 1, w) - qr;--k[l], ++k[p], b[l] += w, b[p] -= w;++k[p], --k[r + 1], b[p] -= w, b[r + 1] += w;}static int mp[N];int tot = 0;for (int i = 1; i <= n; ++i) if (dsu.find(i) == i) mp[i] = ++tot;for (int i = 1; i <= n; ++i) mp[i] = mp[dsu.find(i)];vector<Edge> E;for (auto [id, u, v, w] : edges) {if (visl[id] && visr[id]) continue;u = mp[u], v = mp[v];if (u != v) E.push_back({id, u, v, w});}edges = move(E), n = tot;for (auto e : Tl) visl[e.id] = 0;for (auto e : Tr) visr[e.id] = 0;if (l == r) return;int mid = l + r >> 1;auto T = kruskal(qr[mid]);for (auto e : T) vism[e.id] = 1;vector<Edge> El, Er;for (int i = 0; i < edges.size(); ++i) {if (vism[edges[i].id]) El.push_back(edges[i]), Er.push_back(edges[i]);else (edges[i].w <= qr[mid] ? El : Er).push_back(edges[i]);}for (auto e : T) vism[e.id] = 0;solve(l, mid, n, El), solve(mid + 1, r, n, Er);
}