A 签到
拉垮的第一题 得写半天
B 模拟暴力
发现有效的范围比较小后就很好写了
C 模拟
倒序处理，没啥意思，但是自己写起来还是写的很丑
D 构造
如果出现一对标号相同的边那么随意构造；不然的话检查m的奇偶性，如果m是奇数的话反复横跳，如果m是偶数的话还得继续考虑m/2的奇偶性，这样分类才算完全。
E DP （补题
场上用了残余的二十来分钟考虑了一阵子，妄想用一些神秘的可持久化权值线段树云云，但是好像复杂度也是n2级别的样子
正确的做法是dp
考虑这样的dp数组：dp[i]表示使得a[i..n]符合约束的最多的不需要移动的元素数量
再开设一些辅助数组：l[i]表示颜色i出现的最左边的位置，r[i]表示颜色i出现的最右边的位置，cnt[i]表示颜色i出现的次数，now[i]表示目前转移状态下颜色i出现的次数
那么从后往前转移，假设当前考虑下标i所在的位置。
如果认为a[i]不移动：
- $i == l[a[i]]$，即i位置的颜色是最后一次出现，则$dp[i] = dp[r[a[i]] + 1] + cnt[a[i]]$
- else，dp[i] = now[a[i]]
这是因为当i处元素还不是最左边的元素时，$r[a[i]] + 1$及以后的元素也都需要往后挪动一次，不然$l[a[i]]$没有办法和剩余的$a[i]$汇合；而当i已经是最左边的元素时，$r[a[i]] + 1$及其以后的元素不一定都要挪动一次，他们不需要为更多的$a[i]$腾出空间
如果认为a[i]移动，显然$dp[i] = dp[i +1]$
cpp
1const itn maxn = 5e5 + 10;
2int n;
3int a[maxn], l[maxn], r[maxn], cnt[maxn], now[maxn], dp[manx];
4
5int main(){
6 // Fastin;
7 scnaf("%d", &n);
8 for(int i = 0; i < n; i++) scnaf("%d", a + i);
9 for(itn i = 0; i < n; i++) r[a[i]] = i;
10 for(int i = n - 1; i >= 0; i--){
11 l[a[i]] = i; cnt[a[i]]++;
12 }
13
14 dp[n] = 0;
15 for(int i = n - 1; i >= 0; i--){
16 now[a[i]]++;
17 if(l[a[i]] == i) dp[i] = dp[r[a[i]] + 1] + cnt[a[i]];
18 else dp[i] = now[a[i]];
19 dp[i] = max(dp[i], dp[i + 1]);
20 }
21 // prt(dp, n);
22 printf("%d\n", n - dp[0]);
23 return 0;
24}