最小生成樹十分簡單，想求最大邊權最小的一個數。我們利用樹的性質和單調性，維護所有節點的父節點(剛開始的時候弄成自己)和一個當前用於建樹的邊數sum。先sort把所有邊按邊權從小到大排序，然後向後遍歷，如果這條邊的兩端點最大的父親不一樣就令他們合並，並且sum++。當sum==n-1時停下來，答案就是此時的邊權。

現在要求邊權最大差最小的生成樹，對小數據版就可以隨便搞：先跑一遍最小生成樹，如果停下來時sum！=n-1說明用所有的邊也無法使n個點在同一個樹上，輸出-1。如果等於了n-1，那麽此時的邊權減最小的邊權是一個可行解。再從小到大枚舉最小邊，以第i個邊為最小邊到達第f條邊sum==n-1停下來，更新答案，ans=min(ans,o[f].v-o[i].v);如果到最後也無法構造出樹就可以return 0了。

然而這是小數據，大數據肯定支持不了。

　　我發現改變最小邊時中間無數的邊被拆下來又接回去，浪費了大量時間。

　　於是就覺得可以維護一個數組bian[]，跑第一次時把經過的每個邊的兩端點的bian[]++，最後sum=n-1時停下來，此時的bian[j]表示從第一條邊到第i條邊的邊權範圍中所有邊都連上的情況下j點所連邊的數量。

　　也就是說，即使get(x)==get(y)也要把bian[x]++,bian[y]++；因為一會刪邊的時候可以直接判斷該端點要不要刪掉。

　　然後左端點是1，右端點是i，先把左端點向左走，也就是最小邊向大的方向移動，並且把自己的兩端點bian[]--，有1個變為0時就sum--，兩個變為0還是sum--。一旦減了就不管左端點了，開始將右端點向右移動，還是把自己的端點bian[]++，如果發現了父節點不一樣的就連起來，sum++。知道sum==n-1，停下來，更新答案。

　　然後再將左端點向右走，直到sum又被減了，再把右端點向右走，直到sum再加回去，更新答案，一直循環……

　　直到直到右端點到達了m且sum！=n-1了的時候break。如果右端點到達m還要回去看看左端點能不能再向右走而且sum不被減。

　　嗯也可以在左端點向右走而且sum不被減時更新答案，反正我寫了兩天也沒弄出來。

　　交給你了，李澤鐸！打破通過一的慘案的光榮任務在你身上

邊權最大差最小的生成樹