考虑按照编号从小到大依次求出每个点结尾的最长路 $f_u$。设处理到 $v$ 时所有 $u<v$ 的 $f_u$ 都已经知道。

当 $v$ 是黑点的时候，将所有白点 $u$ 按照 $f_u$ 降序排序并且二分第一个和 $v$ 有边的 $u$，二分然后每次询问一个前缀即可。询问次数不超过 $\log n$。

当 $v$ 是白点的时候，不能直接单独处理，一个想法是整体处理所有 $v$，由于有先后顺序的，考虑 cdq 分治。先把分治中心左侧的所有 $v$ 都处理，然后把左边的黑点 $u$ 按照 $f$ 降序排序，依次考虑每个 $u$，询问右侧白点集合，如果存在一条 $u$ 到右侧白点 $v$ 的边，二分找到后删除这个 $v$ 然后继续查找。

这样看上去的操作次数是 $\mathcal{O}(n\log^2n)$ 的。但是一脸常数小的样子，严谨分析一下：只有一个黑点的区间只会进行 $\le\log n$ 次的二分，每个黑点 $u$ 在每一层询问至多返回一次 $0$，对于层内返回 $1$ 的询问，把 $v$ 的二进制写出来，从下往上第 $k$ 层中 $v$ 在右半区间当且仅当二进制下第 $k$ 位为 $1$，而这一层找到 $v$ 的代价至多 $k$，所以一个白点 $v$ 的代价至多为 $\sum\limits_{k=0}^8(k+1)v_2(k)$，其中 $v_2(k)$ 表示 $v$ 二进制下第 $k$ 位的值。那么整体询问次数不超过 $\sum\limits_{s=0}^{511}\max(18,\sum\limits_{k=0}^8v_2(s))=12348<15000$，所以是正确的。