51nod 1577 异或凑数
思路真的是挺巧妙的。
让我惊叹,原来线性基还能这么做?!?!
好吧,这种取若干个数异或凑数的题目怎么能少的了线性基呢?
但是,问题集中在于怎么快速提取一个区间的线性基
暴力n^2
线段树维护线性基?分区间logn,合并一次logn^2 O(nlogn^3)GG
然后就一脸不可做了。
题解:
“容易”想到,一个线性基里面的元素可以用线性基外的元素替换的。
只要保证还能表示出原来的线性空间,那么一定可以替换。
所以,我们给每个点维护一个线性基。
lb[r]表示,由1~r的所有元素选择构成的线性基,其中元素尽可能地靠后。
当lb[r-1]转移到lb[r]的时候,
可以把r-1的所有元素拿出来,把a[r]拿出来,按照位置排序,贪心加入lb[r]。
这样,预处理O(nlogn^2)
查询呢?直接把lb[r]中的元素拿出来,根据位置是否大于等于l放进一个临时线性基里。
之后把k尝试加入线性基,能加入就说明无法表出,否则可以。
O(nlogn^2)
但是还是过不去?!~?!?
发现,我们转移lb,查询的时候,真的是非常暴力的操作。
能不能再少一个log?
发现,lb[r-1]->lb[r]不就是可能多了一个a[r]吗?
所以有一个贪心策略:
首先复制过来lb[r-1],尝试加入x=a[r]
如果x有j位的1,lb中没有,加进去,break。
如果lb中有,如果lb的j这个位置的元素实际位置更靠前,那么可能询问的时候取不到,就和x换一下,然后继续放下一位(记得无论如何要异或一下)。
并且发现,我们这样做,会使得高位的位置尽可能靠后。
所以询问的时候,从高位到低位,如果没有这一位,那么直接NO就可以了。
如果一直可以,那么就是YES
Code:
#include<bits/stdc++.h>
#define numb ch-'0'
#define ri register int
#define il inline
using namespace std;
const int N=+;
const int M=;
int n,m;
int a[N];
char ch;
il void rd(int &x){
x=;
while(!isdigit(ch=getchar()));
for(x=numb;isdigit(ch=getchar());x=x*+numb);
}
struct node{
int lin[M];
int pos[M];
}lb[N];
int main()
{
rd(n);
for(ri i=;i<=n;i++){
rd(a[i]);
}
for(ri i=;i<=n;i++){
lb[i]=lb[i-];
int tmp=a[i];
int po=i;
for(ri j=;j>=;j--){
if(tmp&(<<j)){
if(lb[i].lin[j]==){
lb[i].lin[j]=tmp;
lb[i].pos[j]=po;
break;
}
else {
if(po>lb[i].pos[j])
{
swap(tmp,lb[i].lin[j]);
swap(po,lb[i].pos[j]);
}
tmp^=lb[i].lin[j];
}
}
}
}
rd(m);
int l,r,k;
for(ri i=;i<=m;i++){
rd(l),rd(r),rd(k);
bool fl=true;
for(ri j=;j>=;j--){
if(k&(<<j)){
if(lb[r].lin[j]==){
fl=false;break;
}
else{
if(lb[r].pos[j]<l){
fl=false;break;
}
else{
k^=lb[r].lin[j];
}
}
}
}
if(fl){
puts("YES");
}
else puts("NO");
}
return ;
}
upda:2016.6.10
其实就是一个套路,维护最晚时间线性基
只要证明两个事:
1.合法的区间一定合法,不合法的区间一定还是不合法
2.线性基里可以取的元素一定是[L,R]元素暴力加入后的线性基(相当于可以代替暴力插入[L,R]的元素)
先证明2
设R的最晚线性基为B,把[L,R]元素暴力插入的线性基是S
发现可以取的元素,如果形如a^b^c^d(不妨认为,出现时间a<b<c<d)那么如果这个元素可以保留,那么b,c,d有关的都可以保留,
所以一定是S的子集
又如果是真子集,即存在一个元素属于S,却不属于B,那么这个元素,一定可以顶替掉B中<L的一个元素,与最晚时间线性基矛盾
由于2成立,1自然就成立了。
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