思想
线段树分治是线段树的一种高级技巧，简单来说，就是用线段树结构，将所有询问区间分解为 $O(\log)$ 个整块，并离线记录到相应节点，询问结束后遍历一遍整棵树，递归求解或直接求解出每一个节点的答案。
例题 $\mathrm{I}$
维护一个异或线性基，支持以下操作：
- 加入一个正整数 $x(x < 2^{31})$；
- 删除第 $k$ 个加入的元素；
- 每次操作结束后，求出当前线性基的最大异或值。
要求维护一个可撤销线性基，我们考虑如何用线段树分治。
对于时间轴建立线段树，每一个点代表一段时间。
将加入看作是在一段区间上进行插入操作，然后是用线段树分成 $O(\log n)$ 个小段，离线标记。
最后遍历整颗线段树，对于每一个树上节点求出答案，于是我们将删除操作变为了递归时的撤销操作，复杂度 $O(n\log^2 n)$。
以上就是将某个数据结构变为可撤销的线段树分治做法，复杂度上有 $O(\log n)$ 的代价。
例题 $\mathrm{II}$
咕
例题 $\mathrm{III}$
由于有强制在线，所以本能直接做，但是 $lastans$ 只有两个值 $0/1$，所以这是个假的强制在线。
思考一下普通线段树分治为什么不能强制在线，原因在于我们无法知道一条边 $e$ 下一次更改的时间。
对于一次修改操作，我们将 $(x,y)$ 和 $(x+1,y+1)$ 同时取，对于一条边 $e$，我们处理出一系列点 $x_i$ 使得 $e$ 在 $x_i$ 时间时，可能会发生改变，这样一来，我们对于所有区间 $(x_{i-1},x_i]$，分别加入线段树分治，然后用可撤回并查集，注意不能路径压缩，时间复杂度 $O(n\log^2 n)$。
