Petitverse

Naさん。正解です。いつものようにより高速な以下略。

高速化の方針ですが、惜しいところまで行ってると思います。
全部を書き換えるのが遅いなら、何人かのグループに分けて考えるとか…ね。

今回、かなり難しいので、追加のヒントを出します。

過　去　の　解　説　に　ほ　ぼ　答　え　が　あ　り　ま　す

出席番号iまでの生徒のレートの合計が分かっていれば、E_i-F_iで範囲の合計が分かりそうです。しかし、今回は任意の出席番号の生徒のレートを書き換える必要があり、平均N/2個の要素を書き換える必要があります。
そこで、クラスを出席番号が連続した何人かのグループに分けて、その中で合計を求めれば、高速にレートの合計が求まりそうです。
1グループの人数は色々考えることが出来ますが、SQR(N)人または2人にすると効率が良いです。
SQR(N)人のグループに分割する方法は平方分割、2人のグループに分割する方法はセグメント木と呼ばれたりします。また、セグメント木を機能制限して高速化したフェニック木と呼ばれるデータ構造で解くことも出来ます。(というかこれが最速)

解法1 平方分割
クラスを出席番号が連続するSQR(N)人のグループに分割します。すると、グループがSQR(N)個出来ます。
つまり、F,Eの区間に完全に含まれる、最大でもSQR(N)個のグループを求めればよいです。また、F,Eが中途半端だった場合、生徒一人づつのレートを加算すれば良く、グループはSQR(N)人なので、最大でも2*SQR(N)人加算すれば良いです。
計算量はO(M SQR(N))です。

DIM B[320] 'グループの合計レート
VAR K=CEIL(SQR(N))　グループの人数
VAR SUM 'F-Eまでのレートの合計
FOR I=0 TO N-1
　INC B[I DIV K],R[I]
NEXT I
FOR I=1 TO M
　INPUT D,P,F,E,S
　INC B[D DIV K],P-R[D]
　SUM=0
　WHILE F<E&&F MOD K
　　SUM=SUM+R[F]
　　F=F+1
　WEND
　REPEAT
　　E=E-1
　　SUM=SUM+R[E]
　UNTIL F>=E||(F MOD K)==0
　WHILE E-F
　　E=E-K
　　SUM=SUM+B[E DIV K]
　WEND
　IF SUM>S THEN
　　PRINT "Yes"
　ELSE
　　PRINT "No"
　ENDIF
NEXT I

解法2 セグメント木を知っていますか？僕は知っています
グループの人数を2人とします。生徒に出席番号が連続する2人組を組ませます。出来たグループでさらに2グループからなるグループを組み、さらにそのグループを2グループからなるグループを作らせ…を繰り返すと、各生徒はlog(N)個の階層を持つグループに属することになり、グループごとのレートの合計を保持しておけば、任意の区間の合計を最大でもlog(N)個のグループのレートの和で表すことが出来ます。
このようなデータ構造はセグメント木と呼ばれ、以下の操作がO(log(N))で行えることが知られています。
一点の値を更新する
区間の値を演算した結果を求める(加算、max、gcdなど)
このセグメント木を使うことで、１日あたりの計算量は値の更新にO(log(N)),レートの合計を求めるのにO(log(N))でO(log(N))それがM回繰り返されるので、合計O(M log(N))で答えが求まります。

DIM SEGTREE[250000]
VAR I,SUM
'セグメント木初期化
COPY SEGTREE,N,R
FOR I=N-1 TO 1 STEP -1
　SEGTREE[I]=SEGTREE[I<<1]+SEGTREE[(I<<1)+1] '2グループのレートの和
NEXT I

FOR I=1 TO M
　INPUT D,P,F,E,S
　P=P-R[D] '増加したレート
　D=D+N
　WHILE D>0
　　INC SEGTREE[D],P
　　D=D>>1
　WEND
　SUM=0F=F+N:E=E+N+1
　WHILE F<E
　　IF E AND 1 THEN
　　　E=E-1
　　　SUM=SUM+SEGTREE[E]
　　ENDIF
　　IF F AND 1 THEN
　　　SUM=SUM+SEGTREE[F]
　　　F=F+1
　　ENDIF
　　F=F>>1E=E>>1
　WEND
　IF SUM>S THEN
　　PRINT "Yes"
　ELSE
　　PRINT "No"
　ENDIF
NEXT I