有成功案例的网站,繁体网站模板,青岛品牌设计,想创建一个网站CF1100F Ivan and Burgers 静态区间#xff0c;选取任意个数使得它们的异或和最大 \(n,\ m\leq5\times10^5,\ a_i\in[0,\ 10^6]\) lxl ST表#xff0c;线性基 如果暴力维护线性基#xff0c;线段树时间复杂度为 \(O(n\log^2n)-O(\log^3n)\) 由于重复元素对答案没有影响…CF1100F Ivan and Burgers 静态区间选取任意个数使得它们的异或和最大 \(n,\ m\leq5\times10^5,\ a_i\in[0,\ 10^6]\) lxl ST表线性基 如果暴力维护线性基线段树时间复杂度为 \(O(n\log^2n)-O(\log^3n)\) 由于重复元素对答案没有影响于是可以用 ST表 维护时间复杂度为 \(O(n\log^3n)-O(\log^2n)\) 两种做法都无法通过本题。 如果沿用这个思路瓶颈显然在线性基合并的 \(O(\log^2n)\) 上无法再加优化 线段树做法显然无法再加拓展和 lxl ST表时间复杂度一样的猫树空间复杂度多一只 \(\log\) 于是考虑拓展 ST表 做法 常见的 RMQ 有 ST表 的 \(O(n\log n)-O(1)\) 的做法但 \(O(n)-O(1)\) 的标准RMQ很难写、常数较大且无法解决本题于是可以考虑在随机数据下期望 \(O(n)-O(1)\) 的 lxl ST表 分块大小设为 \(x\) 预处理每个块两端到块内每个点的前缀 \(\max\) 和后缀 \(\max\) 预处理块间ST表 若查询 \([l,\ r]\) 且 \(l,\ r\) 分别在块 \(a,\ b\) 中 比如说我查lr这两个分别在块ab中 则查块 \(a,\ b\) 之间的 RMQ 以及 \(l\) 在 \(a\) 块的后缀 \(\max\) 和 \(r\) 在 \(b\) 块的前缀 \(\max\) 当 \(l,\ r\) 在同一块中时暴力求解 可以取 \(x\log n\) 当 \(l,\ r\) 不在同一块中时这个算法是 \(O(1)\) 的 摘自 P3793 由乃救爷爷 如上维护预处理块中前缀后缀线性基 \(O(n\log n)\) 块间ST表线性基 \(O(\frac{n}{x}\log n\log^2n)O(n\log^2n)\) 若 \(l,\ r\) 在同一块中将 \([l,\ r]\) 中的元素暴力插入线性基 \(O(x\log n)O(\log^2n)\) 若 \(l,\ r\) 不在同一块中合并前缀后缀块间三个线性基 \(O(\log^2n)\) 综上所述时间复杂度 \(O(n\log^2n)\) 空间复杂度 \(O(n\log n)\) 可能还需要卡卡常 代码 #include bits/stdc.h using namespace std;const int maxn 5e5 10, maxm 7850, base 63; int n, m, tot, lg[maxm], a[maxn];#define get(x) (((x) base) 6)struct linear_base {int a[20];inline void clr() {memset(a, 0, sizeof a);}inline void ins(int x, int lim 19) {for (int i lim; ~i; --i) {if (x i 1) {if (!a[i]) { a[i] x; return; }x ^ a[i];}}}inline int query() {int res 0;for (int i 19; ~i; --i) {if ((res ^ a[i]) res) res ^ a[i];}return res;} } null, lef[maxn], rig[maxn], val[13][maxm];inline linear_base operator (linear_base A, const linear_base B) {for (int i 19; ~i; --i) {if (B.a[i]) A.ins(B.a[i], i);}return A; }const int maxn_r maxn * 23, maxn_w maxn * 8; char buf_r[maxn_r], *now_r buf_r; char buf_w[maxn_w], *now_w buf_w;inline int read() {int x 0;while (*now_r 48) now_r;while (*now_r 47) x (x 3) (x 1) (*now_r ^ 48), now_r;return x; }inline void write(int x) {static char *tp, st[7];if (!x) *now_w 48, now_w;for (tp st; x; *tp x % 10 | 48, x / 10);while (tp ! st) *now_w *tp, now_w, --tp;*now_w 10, now_w; }inline linear_base query(const int l, const int r) {if (l r) return null;const int k lg[r - l 1];return val[k][l] val[k][r - (1 k) 1]; }int main() {fread(buf_r, 1, maxn_r, stdin);n read(), tot get(n);for (int i 1; i n; i) {a[i] read();val[0][get(i)].ins(a[i]);}for (int i 2; i tot; i) {lg[i] lg[i 1] 1;}linear_base lst;lst.clr();for (int i 1; i n; i) {lst.ins(a[i]), lef[i] lst;if (!(i base)) lst.clr();}lst.clr();for (int i n; i; --i) {if (!(i base)) lst.clr();lst.ins(a[i]), rig[i] lst;}for (int i 1; i lg[tot]; i) {for (int j 1; j (1 i) - 1 tot; j) {val[i][j] val[i - 1][j] val[i - 1][j (1 (i - 1))];}}m read();register linear_base ans;for (int q 1; q m; q) {const int l read(), r read();const int L get(l), R get(r);ans.clr();if (L R) {for (register int i l; i r; i) {ans.ins(a[i]);}} else {ans rig[l] lef[r] query(L 1, R - 1);}write(ans.query());}fwrite(buf_w, 1, now_w - buf_w, stdout);return 0; } 转载于:https://www.cnblogs.com/Juanzhang/p/10877782.html