考虑没有 $k$ 这个限制的时候怎么做。这是一个反悔贪心的过程：维护一个小根堆，按 $i$ 从小到大依次扫，我们钦定修改的过程均在 $r_i$ 处进行。每次向堆中加入 $a_i$，然后枚举这个位置上的修改 $(r_i,w_i)$，如果当前堆顶的值消耗 $w_i$ 后总代价不会变劣，则取出。为了反悔，此时需要再向堆中加入 $w_i$。这样可以做到，假设某个物品 $a_k$ 一开始被 $w_i$ 修改，但最优时需要被 $w_j$ 修改，那么反悔操作可以被两次从堆中取出 $a_k,w_i$ 后抵消，即 $(a_k-w_i)+(w_i-w_j)=a_k-w_j$。

但是现在有一个 $k$ 的限制。设 $f(x)$ 表示恰好取出 $x$ 个物品时的最小代价。假设在 $f(x_0)$ 处取到最小代价，则这时对于某个 $x<x_0$，$x$ 从小到大，会优先取耗费代价少的，并且这时由于取的代价都是负的，因此总代价减得很快；然后对于 $x>x_0$，又不得不取代价为正的，那也是优先选耗费代价小的。因此 $f(x)$ 就是一个下凸函数。现在要求 $f(k)$，那么直接 wqs 二分即可。时间复杂度 $O((n+m)\log n\log V)$。