D1T1

原題不說了

D1T2

其實這道題跟去年的毒瘤D1T1毫無關係，看到樣例猜一個結論，剩下來的系統還是原來的那些數。那麼思考什麼時候幾個數可以替代另一個數，那不是廢話了嗎。FUCK

D1T3

容易想過到二分。根據菊花圖我們可以知道一個配對的思路，就是一個點上來的兩條路徑一定是一一配對的，思考怎麼配對是最優的，如果我二分了答案，那麼我們只要再二分一次找到符號條件的最小的另外一條路即可，但是我們是在一顆樹上操作，那麼我們勢必要傳上去什麼，而且一個點只能傳上去一條路，那麼肯定是傳最大的一條不能配對的邊上去，如果底下能配對就配對掉一定是最優的，因為否則傳上去也最多隻能造成1的貢獻，和直接配對無異

D2T1

考慮到資料範圍應該是$O(nm)$或者$O(n^2)$的，我們發現樹的情況非常的好搞，然鵝m=n的時候並不是一棵樹，因為多了一條邊，但是我們刪掉就是了啊。所以列舉刪邊即可

D2T2

爆搜剪枝可過
正解玄學斜鏈DP
考場一堆人打表系列

D2T3

一道其實不怎麼難想的題，只要冷靜，FUCK
首先我們還是跟D1T3一樣先想部分分，如果只有一組詢問，我們可以在一開始給非法狀態賦上INF然後直接DP，$f[i][0/1]$表示這顆子樹的根的狀態。如果多組詢問我們還是用這個DP，考慮一下這個路徑，我們可以先把lca的這顆子樹拎出來考慮，那麼我們可以把這顆子樹的形態想象成一個從$u$

程式碼

#include <bits/stdc++.h>
#define maxn 100005
#define LL long long
#define INF 100000000000
using namespace std;
int read(){
	int res=0,f=1; char c;
	while(!isdigit(c=getchar())) if(c=='-') f=-1;
	res=c^48;
	while(isdigit(c=getchar())) res=(res<<1)+(res<<3)+(c^48);
	return res*f;
}
struct EDGE{
	int u,v,nxt;
}e[maxn<<1];
int cnt,head[maxn];
void add(int u,int v){
	e[++cnt]=(EDGE){u,v,head[u]};
	head[u]=cnt;
}
int fa[maxn][21],dep[maxn],w[maxn];
LL f[maxn][2],g[maxn][2],d[maxn][21][2][2];
set<pair<int,int> > M;
int n,m;
void DFS(int u){
	dep[u]=dep[fa[u][0]]+1;
	f[u][1]=w[u];
	for(int i=head[u];i;i=e[i].nxt){
		int v=e[i].v; if(v==fa[u][0]) continue; 
		fa[v][0]=u;
		DFS(v);
		f[u][0]+=f[v][1];
		f[u][1]+=min(f[v][0],f[v][1]);
	}
}
void DFS_2(int u){
	for(int i=head[u];i;i=e[i].nxt){
		int v=e[i].v; if(v==fa[u][0]) continue;
		g[v][0]=g[u][1]+f[u][1]-min(f[v][0],f[v][1]);
		g[v][1]=min(g[v][0],g[u][0]+f[u][0]-f[v][1]);
		DFS_2(v);
	}
}
int main(){
	n=read(); m=read(); char s[20]; scanf("%s",s);
	for(int i=1;i<=n;i++) w[i]=read();
	for(int i=1;i<n;i++){
		int u=read(),v=read();
		add(u,v); add(v,u);
		M.insert(make_pair(u,v));
		M.insert(make_pair(v,u));
	}
	DFS(1); DFS_2(1);
	for(int i=2;i<=n;i++){
		d[i][0][0][0]=INF;
		d[i][0][1][0]=f[fa[i][0]][0]-f[i][1];
		d[i][0][0][1]=f[fa[i][0]][1]-min(f[i][1],f[i][0]);
		d[i][0][1][1]=f[fa[i][0]][1]-min(f[i][1],f[i][0]);
	}
	for(int j=1;j<=20;j++){
		for(int i=1;i<=n;i++){
			fa[i][j]=fa[fa[i][j-1]][j-1];
			int tmp=fa[i][j-1];
			for(int k=0;k<2;k++){
				for(int l=0;l<2;l++){
					d[i][j][k][l]=min(d[i][j-1][k][1]+d[tmp][j-1][1][l],d[i][j-1][k][0]+d[tmp][j-1][0][l]);
				}
			}
		}
	}
	for(int i=1;i<=m;i++){
		int x,y,p,q;
		LL ans[2][2],t[2];
		x=read(); p=read(); y=read(); q=read();
		if(!p && !q && M.find(make_pair(x,y))!=M.end()) {puts("-1"); continue;}
		if(dep[x]<dep[y]) swap(x,y),swap(p,q);
		ans[0][p]=f[x][p];
		ans[0][p^1]=INF;
		ans[1][q]=f[y][q];
		ans[1][q^1]=INF;
		for(int i=20;~i;i--){
			if(dep[fa[x][i]]>=dep[y]){
				t[0]=INF; t[1]=INF;
				for(int j=0;j<2;j++) for(int k=0;k<2;k++) t[j]=min(t[j],ans[0][k]+d[x][i][k][j]);
				ans[0][0]=t[0]; ans[0][1]=t[1];
				x=fa[x][i];
			}
		}
		if(x==y) {printf("%lld\n",ans[0][q]+g[y][q]); continue;}
		for(int i=20;~i;i--){
			if(fa[x][i]!=fa[y][i]){
				t[0]=INF; t[1]=INF;
				for(int j=0;j<2;j++) for(int k=0;k<2;k++) t[j]=min(t[j],ans[0][k]+d[x][i][k][j]);
				ans[0][0]=t[0]; ans[0][1]=t[1];
				t[0]=INF; t[1]=INF;
				for(int j=0;j<2;j++) for(int k=0;k<2;k++) t[j]=min(t[j],ans[1][k]+d[y][i][k][j]);
				ans[1][0]=t[0]; ans[1][1]=t[1];
				x=fa[x][i]; y=fa[y][i];
			}
		}
		int lca=fa[x][0];
		printf("%lld\n",min(f[lca][0]-f[x][1]-f[y][1]+ans[0][1]+ans[1][1]+g[lca][0],f[lca][1]-min(f[x][1],f[x][0])-min(f[y][0],f[y][1])+min(ans[0][0],ans[0][1])+min(ans[1][0],ans[1][1])+g[lca][1]));
	}
}