这道题一看似乎不是树剖

但是我们可以把问题转化一下：把每次操作变成把从 $l$ 到 $r$ 的所有点到根的路径边权都加上1，然后答案就是从 $z$ 到根的边权和。

然后我们就可以转成离线操作了。

每次操作先在 $l-1$ 打上减标记，在 $r$ 打上加标记，然后从 $1$ 到 $n$ 依次枚举，每次扫到一个减标记就将这个询问的答案减掉，每次扫到一个加标记就将这个询问的答案加上。

就能做到 $O(nlog n)$ 了。

int main(){
	ios::sync_with_stdio(0),cin.tie(0),cout.tie(0); 
	cin>>n>>m;
	for(int i=1;i<n;i++)cin>>x,ve[x+1].emplace_back(i+1),ve[i+1].emplace_back(x+1);
	dfs1(1,-1,1);
	dfs2(1,1);
	build(1,1,n);
	for(int i=1;i<=m;i++){
		cin>>l>>r>>z;z++;
		a[r+1].emplace_back(i);
		b[l].emplace_back(i);
		ak[i]=z;
	}
	for(int i=1;i<=n;i++){
		change_path(1,i,1);
		for(int v:a[i]){
			ans[v]+=query_path(1,ak[v]),ans[v]%=mod;
		} 
		for(int v:b[i]){
			ans[v]-=query_path(1,ak[v]),ans[v]%=mod;
		}
	}
	for(int i=1;i<=m;i++)cout<<(ans[i]+mod)%mod<<"\n";
	return 0;
}