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最小生成树十分简单，想求最大边权最小的一个数。我们利用树的性质和单调性，维护所有节点的父节点(刚开始的时候弄成自己)和一个当前用于建树的边数sum。先sort把所有边按边权从小到大排序，然后向后遍历，如果这条边的两端点最大的父亲不一样就令他们合并，并且sum++。当sum==n-1时停下来，答案就是此时的边权。
现在要求边权最大差最小的生成树，对小数据版就可以随便搞：先跑一遍最小生成树，如果停下来时sum！=n-1说明用所有的边也无法使n个点在同一个树上，输出-1。如果等于了n-1，那么此时的边权减最小的边权是一个可行解。再从小到大枚举最小边，以第i个边为最小边到达第f条边sum==n-1停下来，更新答案，ans=min(ans,o[f].v-o[i].v);如果到最后也无法构造出树就可以return 0了。
然而这是小数据，大数据肯定支持不了。
我发现改变最小边时中间无数的边被拆下来又接回去，浪费了大量时间。
于是就觉得可以维护一个数组bian[]，跑第一次时把经过的每个边的两端点的bian[]++，最后sum=n-1时停下来，此时的bian[j]表示从第一条边到第i条边的边权范围中所有边都连上的情况下j点所连边的数量。
也就是说，即使get(x)==get(y)也要把bian[x]++,bian[y]++；因为一会删边的时候可以直接判断该端点要不要删掉。
然后左端点是1，右端点是i，先把左端点向左走，也就是最小边向大的方向移动，并且把自己的两端点bian[]--，有1个变为0时就sum--，两个变为0还是sum--。一旦减了就不管左端点了，开始将右端点向右移动，还是把自己的端点bian[]++，如果发现了父节点不一样的就连起来，sum++。知道sum==n-1，停下来，更新答案。
然后再将左端点向右走，直到sum又被减了，再把右端点向右走，直到sum再加回去，更新答案，一直循环……
直到直到右端点到达了m且sum！=n-1了的时候break。如果右端点到达m还要回去看看左端点能不能再向右走而且sum不被减。
嗯也可以在左端点向右走而且sum不被减时更新答案，反正我写了两天也没弄出来。
交给你了，李泽铎！打破通过一的惨案的光荣任务在你身上
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原文地址：https://www.cnblogs.com/qywyt/p/9402471.html
