对树DFS得到括号序列。比如这样一个括号序列：[A[B[E][F[H][I]]][C][D[G]]]。
那比如\(D,E\)间的最短距离，就是将\(D,E\)间的括号序列取出：][[][]]][][，然后去掉其中匹配的括号，得到：]][[。
所以\(D,E\)在树上的最短距离为\(4\)。因为左边一个右括号就表示向上一层，右边一个左括号就表示向下一层。
对一个区间记一个二元组\((a,b)\)，表示该区间（去掉匹配括号后的）括号序列是]]..][..[，一共\(a\)个]，\(b\)个[。
那这个区间左右端点的距离就是\(a+b\)，我们要维护最大的\(a+b\)（假设是求两黑点间的最大距离，那这个区间的左右端点都是黑点才能更新答案）。
记左右区间的状态分别是\((a_1,b_1),(a_2,b_2)\)。
那两个区间合并后的状态是：
\(b_1\leq a_2\)时，\(=(a_1+a_2-b_1,\ b_2)\)
\(b_1>a_2\)时，\(=(a_1,\ b_2+b_1-a_2)\)
\(a+b\)的值其实就是\(a_1+b_2+|a_2-b_1|=a_1+b_2+\max(a_2-b_1,\ b_1-a_2)=\max(a_1-b_1+(a_2+b_2),\ a_1+b_1+(b_2-a_2))\)。
也就是这个区间的答案有两种更新方式：左区间的\(\max\{a-b\}+\)右区间的\(\max\{a+b\}\)，或是，左区间的\(\max\{a+b\}+\)右区间的\(\max\{b-a\}\)。
所以我们对每个区间维护\(a,b,\max\{a-b\},\max\{b-a\},\max\{a+b\}\)。
（注意更新答案是要求两端点都是黑点，所以能更新\(\max\{a-b\}\)的要包含区间右端点且区间左端点必须是黑点，同理更新\(\max\{b-a\}\)的要包含区间左端点且区间右端点必须是黑点，而\(\max\{a+b\}\)我们要根据区间左右端点是否必须为黑点维护两个值。）
而两区间合并后的\(a-b\)，无论\(b_1,a_2\)的大小关系，都是\(a_1-b_1+a_2-b_2\)；\(b-a\)就是\(b_1-a_2+b_2-a_2\)。也就是两区间的这两个信息可以直接相加合并。
（如\(max\{a-b\}\)，可以由右区间的\(\max\{a-b\}\)得到，或是\(\max\{a_1-b_1\}+a_2-b_2\)得到，右区间的\(a_2,b_2\)是必选的）
记\(\max\{a-b\}\)为\(vab\)，\(\max\{b-a\}\)为\(vba\)。
对于包含区间左端点且区间右端点为黑点的\(\max\{a+b\}\)（记作\(vr\)好了，对应的就记作\(vl\)），合并左右子区间的时候，要么是从左儿子的\(vr_l\)直接转移，要么是用左儿子的和+右儿子的一些和转移。
而合并得到\(a+b\)的时候是这样的：\(\max(a_1-b_1+(a_2+b_2),\ a_1+b_1+(b_2-a_2))\)，也就是要么是左区间的\(a-b+\)右区间的\(\max\{a+b\}\)，即\(a_l-b_l+vr_r\)，要么是左区间的\(a-b+\)右区间的\(\max\{b-a\}\)，即\(a_l+b_l+vba_r\)。
\(vr\)同理。
那状态\(a,b\)以及这\(4\)个\(\max\)都能合并了，维护一下就好咯。（具体见代码吧，挺好理解的）
复杂度\(O(n\log n)\)。
注意建树的时候就是建出[A[B[E][F[H][I]]][C][D[G]]]这样的长度\(3n\)的序列，\(A,B,...\)代表的是点的编号。修改的时候改对应字母位置即可。（因为就算去掉字母，括号是一定的，而且查的时候也只是查两字母之间的括号数）
对端点必须为黑点的要求，如果某点是白点或是括号，将各值设成\(-INF\)即可。
还是感觉这个建树好迷啊...
至于Qtree4那题，边权不为\(1\)，怎么用括号序列做啊...
看到有树剖+堆就是链分治的，还有写Toptree的=-=，都跑的挺快。不管了弃疗了。
动态点分治做法：https://www.cnblogs.com/SovietPower/p/8618930.html。
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#include <cstdio>
#include <cctype>
#include <algorithm>
#define gc() getchar()
#define MAXIN 300000
//#define gc() (SS==TT&&(TT=(SS=IN)+fread(IN,1,MAXIN,stdin),SS==TT)?EOF:*SS++)
typedef long long LL;
const int N=1e5+5,M=N*3,INF=1<<29;
int A[M],Enum,H[N],nxt[N<<1],to[N<<1],pos[N],col[N];//0:close 1:open
char IN[MAXIN],*SS=IN,*TT=IN;
struct Segment_Tree
{
#define ls rt<<1
#define rs rt<<1|1
#define lson l,m,ls
#define rson m+1,r,rs
#define S M<<2
int ans[S],a[S],b[S],vab[S],vba[S],vl[S],vr[S];//vab:max{a-b} vba:max{b-a} vl:max{a+b}且左端点为黑点
#undef S
inline void Init(int p,int rt)
{
a[rt]=A[p]==-2, b[rt]=A[p]==-1, ans[rt]=-INF;//a是右括号 b是左括号。。
if(A[p]<0 || col[A[p]]) vab[rt]=vba[rt]=vl[rt]=vr[rt]=-INF;
else vab[rt]=vba[rt]=vl[rt]=vr[rt]=0;
}
inline void Update(int rt)
{
int l=ls,r=rs;
a[rt]=a[l]+std::max(0,a[r]-b[l]), b[rt]=b[r]+std::max(0,b[l]-a[r]);
ans[rt]=std::max(std::max(ans[l],ans[r]),std::max(vab[l]+vr[r],vl[l]+vba[r]));
vab[rt]=std::max(vab[r],a[r]-b[r]+vab[l]);
vba[rt]=std::max(vba[l],b[l]-a[l]+vba[r]);
vl[rt] =std::max(vl[r],std::max(vab[l]+a[r]+b[r],vl[l]+b[r]-a[r]));
vr[rt] =std::max(vr[l],std::max(a[l]-b[l]+vr[r],a[l]+b[l]+vba[r]));
}
void Build(int l,int r,int rt)
{
if(l==r) {Init(l,rt); return;}
int m=l+r>>1;
Build(lson), Build(rson), Update(rt);
}
void Modify(int l,int r,int rt,int p)
{
if(l==r) {Init(l,rt); return;}
int m=l+r>>1;
p<=m ? Modify(lson,p) : Modify(rson,p);
Update(rt);
}
}T;
inline int read()
{
int now=0;register char c=gc();
for(;!isdigit(c);c=gc());
for(;isdigit(c);now=now*10+c-48,c=gc());
return now;
}
inline void AE(int u,int v)
{
to[++Enum]=v, nxt[Enum]=H[u], H[u]=Enum;
to[++Enum]=u, nxt[Enum]=H[v], H[v]=Enum;
}
inline char GetOpt()
{
register char c=gc();
while(c!='C'&&c!='G') c=gc();
return c;
}
void DFS(int x)
{
static int Index=0;
A[++Index]=-1, A[pos[x]=++Index]=x;
for(int i=H[x]; i; i=nxt[i]) if(!pos[to[i]]) DFS(to[i]);
A[++Index]=-2;
}
int main()
{
#define S 1,cnt,1
const int n=read(),cnt=n*3;
for(int i=1; i<n; ++i) AE(read(),read());
DFS(1), T.Build(S);
for(int Q=read(),tot=n,x; Q--; )
switch(GetOpt())
{
case 'C': col[x=read()]^=1, tot+=col[x]?-1:1, T.Modify(S,pos[x]); break;
case 'G': tot>1?printf("%d\n",T.ans[1]):tot==1?puts("0"):puts("-1"); break;
}
return 0;
}