题意:给定一个长度为n的序列,m次询问,每次询问一个区间[l, r],求max(Ai xor Ai+1 xor Ai+2 ... xor Aj),其中l<=i<=j<=r.(n<=12000, m<=6000, Ai在signed longint范围内) #include <bits/stdc++.h> using namespace std; const int nT=5000005, N=12005; struct node *null; struct nod

Description FOTILE得到了一个长为N的序列A,为了拯救地球,他希望知道某些区间内的最大的连续XOR和. 即对于一个询问,你需要求出max(Ai xor Ai+1 xor Ai+2 ... xor Aj),其中l<=i<=j<=r. 为了体现在线操作,对于一个询问(x,y): l = min ( ((x+lastans) mod N)+1 , ((y+lastans) mod N)+1 ).r = max ( ((x+lastans) mod N)+1 , ((y+last

题目描述 FOTILE得到了一个长为N的序列A,为了拯救地球,他希望知道某些区间内的最大的连续XOR和. 即对于一个询问,你需要求出max(Ai xor Ai+1 xor Ai+2 ... xor Aj),其中l<=i<=j<=r. 为了体现在线操作,对于一个询问(x,y): l = min ( ((x+lastans) mod N)+1 , ((y+lastans) mod N)+1 ).r = max ( ((x+lastans) mod N)+1 , ((y+lastans) mo

Description FOTILE得到了一个长为N的序列A,为了拯救地球,他希望知道某些区间内的最大的连续XOR和. 即对于一个询问,你需要求出max(Ai xor Ai+1 xor Ai+2 ... xor Aj),其中l<=i<=j<=r. 为了体现在线操作,对于一个询问(x,y): l=min(((x+lastans)mod N)+1,((y+lastans)mod N)+1). r=max(((x+lastans)mod N)+1,((y+lastans)mod N)+1).

题目链接 首先记\(sum\)为前缀异或和,那么区间\(s[l,r]=sum[l-1]^{\wedge}sum[r]\).即一个区间异或和可以转为求两个数的异或和. 那么对\([l,r]\)的询问即求\([l-1,r]\)中某两个数异或的最大值. 区间中某一个数和已知的一个数异或的最大值可以用可持久化Trie \(O(\log v)\)求出.所以尽量确定一个数,再在区间中求最大值. 而且数据范围提醒我们可以分块. 用\(head[i]\)表示第\(i\)块的开头位置,\(Max(l,r,x)\)

显然做个前缀和之后变成询问区间内两个数异或最大值. 一种暴力做法是建好可持久化trie后直接枚举其中一个数查询,复杂度O(nmlogv). 观察到数据范围很微妙.考虑瞎分块. 设f[i][j]为第i个块中的数和第j个数的异或最大值.显然建一棵可持久化trie就可以以O(n√nlogv)的复杂度搞出来. 有了这个后考虑怎么查询.对于完整的块内的数,给f再搞一个st表就可以了.而其他部分暴力枚举每个数,在可持久化trie上查询即可. 常数巨大.块大小改成√nlogn后在darkbzoj上差10ms就

Portal --> bzoj2741 Solution 突然沉迷分块不能自拔 考虑用分块+可持久化trie来解决这个问题 对于每一块的块头\(L\),预处理\([L,i]\)区间内的所有子区间的最大异或和,这个可以做到\(O(n\sqrt nlogn)\),实现上的话就是..将一段区间\([l,r]\)的异或和写成\(sum[r]\ xor \ sum[l-1]\)的形式,然后对于每一个 \(i\)应该是\([L,i-1]\)的答案和所有以\(i\)结尾的子区间的异或和的最大值,右端点固定的话

Description 多个询问l,r,求所有子区间异或和中最大是多少 强制在线 Solution 分块+可持久化trie 1.对于每块的左端点L,预处理出L到任意一个i,[L,j] 间所有子区间异或和中最大为多少,\(\Theta(n\sqrt n)\) 2.对于询问x,y: ①x,y属于同一块,O(\(\sqrt n log n\))直接扫 ②x,y不属于同一块, 找到x右边第一块的左端点,用预处理求出左端点到y,剩下的直接扫,O(\(\sqrt n log n\)) #include <c

2741: [FOTILE模拟赛]L Time Limit: 15 Sec  Memory Limit: 162 MBSubmit: 1170  Solved: 303[Submit][Status] Description FOTILE得到了一个长为N的序列A,为了拯救地球,他希望知道某些区间内的最大的连续XOR和. 即对于一个询问,你需要求出max(Ai xor Ai+1 xor Ai+2 ... xor Aj),其中l<=i<=j<=r. 为了体现在线操作,对于一个询问(x,y):

2741: [FOTILE模拟赛]L Time Limit: 15 Sec  Memory Limit: 162 MBSubmit: 1116  Solved: 292[Submit][Status] Description FOTILE得到了一个长为N的序列A,为了拯救地球,他希望知道某些区间内的最大的连续XOR和. 即对于一个询问,你需要求出max(Ai xor Ai+1 xor Ai+2 ... xor Aj),其中l<=i<=j<=r. 为了体现在线操作,对于一个询问(x,y):

可持久化Trie+分块 神题……Orz zyf & lyd 首先我们先将整个序列搞个前缀异或和,那么某一段的异或和,就变成了两个数的异或和,所以我们就将询问[某个区间中最大的区间异或和]改变成[某个区间中 max(两个数的异或和)] 要是我们能将所有[l,r]的答案都预处理出来,那么我们就可以O(1)回答了:然而我们并不能. 一个常见的折中方案:分块! 这里先假设我们实现了一个神奇的函数ask(l,r,x),可以帮我们求出[l,r]这个区间中的数,与x最大的异或值. 我们不预处理所有的左端点,我

[BZOJ2741][FOTILE模拟赛]L Description FOTILE得到了一个长为N的序列A,为了拯救地球,他希望知道某些区间内的最大的连续XOR和. 即对于一个询问,你需要求出max(Ai xor Ai+1 xor Ai+2 ... xor Aj),其中l<=i<=j<=r. 为了体现在线操作,对于一个询问(x,y): l = min ( ((x+lastans) mod N)+1 , ((y+lastans) mod N)+1 ).r = max ( ((x+lasta

Description FOTILE得到了一个长为N的序列A,为了拯救地球,他希望知道某些区间内的最大的连续XOR和. 即对于一个询问,你需要求出max(Ai xor Ai+1 xor Ai+2 ... xor Aj),其中l<=i<=j<=r. 为了体现在线操作,对于一个询问(x,y): l = min ( ((x+lastans) mod N)+1 , ((y+lastans) mod N)+1 ). r = max ( ((x+lastans) mod N)+1 , ((y+las

题目 FOTILE得到了一个长为N的序列A,为了拯救地球,他希望知道某些区间内的最大的连续XOR和. 即对于一个询问,你需要求出max(Ai xor Ai+1 xor Ai+2 ... xor Aj),其中l<=i<=j<=r. 为了体现在线操作,对于一个询问(x,y): l = min ( ((x+lastans) mod N)+1 , ((y+lastans) mod N)+1 ). r = max ( ((x+lastans) mod N)+1 , ((y+lastans) mod

http://www.lydsy.com/JudgeOnline/problem.php?id=2741 分块或可持久化trie 可以先看看这个:高斯消元解XOR方程组 分块做法: 我们先求出前i个数的异或和,即b[i]=a[1]^a[2]^...^a[i],不失一般性,记b[0]=0. 那么a[i]^a[i+1]^...^a[j-1]^a[j]=b[j]^b[i-1]. 所以原问题变成在b[l-1...r]中任选2个数,使得异或和最大. 我们将0..N分成$\sqrt{N}$块,不妨记第i块的

http://www.lydsy.com/JudgeOnline/problem.php?id=2741 思路:我们先将a变成a的异或前缀,这样问题就变成了,在l-1到r区间内,找出i,j令a[i]^a[j]最大. 假如i是固定的,我们可以建一个可持久化trie,在l-1到r区间内贪心寻找最优,但是这题i和j都不是固定的,如果暴力枚举i,那时间复杂度最坏是m*n*logn. 因此我们考虑这样:将n个数字分块,预处理出数组f[i][j],代表从第i块的开头作为左端点固定,j为右端点,这里面能产生的

题意: 区间内最大连续异或和 5点调试到现在....人生无望 但总算A掉了 一开始想错可持久化trie的作用了...可持久化trie可以求一个数与一个数集(区间中的一个数)的最大异或和 做法比较明显,前缀和后变成选区间内两个元素异或最大 考虑分块,预处理$f[i][j]$第i块到第j块选两个元素异或最大 询问时两边用可持久化trie暴力,中间整块已经预处理了 可以发现预处理复杂度$O(N\sqrt{N}*30)$,必须要枚举块中元素来算,不如直接保存下来$f[i][j]$为第i块到第j个元素的答

传送门 数据结构经典题. 首先考虑另外一种询问方式. 已知权值val,在区间[1,n][1,n][1,n]中找一个数使得valvalval^a[i]a[i]a[i]最大. 这个可以直接01trie. 那么变成区间[l,r][l,r][l,r]之后显然可以用可持久化01trie. 但是现在不知道权值val. 所以我们用分块预处理把时间复杂度变成O(n∗sqrt(n)∗logn)O(n*sqrt(n)*logn)O(n∗sqrt(n)∗logn)的. 具体来说就是mx[i][j]mx[i][j]mx

传送门 解题思路 首先求出前缀异或和,那么问题就转化成了区间内选两个数使得其异或和最大.数据范围不是很大考虑分块,设\(f[x][i]\)表示第\(x\)块开头到\(i\)这个位置与\(a[i]\)异或得到的最大的数,而对\(f\)求前缀\(max\)就可以得出每一块的开头到后面任意一点的区间内异或最大.而求\(f\)的过程实际是从区间内取一个数和给定数异或和最大,那么这个可以用\(0/1\) \(Trie\)来做,就可以造一棵可持久化\(Trie\).询问时整块直接调用\(f\),前面的小块直

NOIP模拟赛2016-10-22 题目名 东风谷早苗 西行寺幽幽子 琪露诺 上白泽慧音 源文件 robot.cpp/c/pas spring.cpp/c/pas iceroad.cpp/c/pas classroom.cpp/c/pas 输入文件 robot.in spring.in iceroad.in classroom.in 输出文件 robot.out spring.out iceroad.out classroom.out 时间限制 1000MS 1000MS 1000MS 1000