SCOI 2016 幸运数字 题解

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题目大意: 有一棵树,点带权,每次问如何从 x x x y y y 路径上的点中选择一些点使得他们的权值的异或和最大,输出这个最大的异或和。

题解

从一些值中选择一些值,使得他们的异或和最大,显然就是线性基呀!

那要求一条路径的线性基,用 l c a lca lca 即可,开个结构体 f f f f [ i ] [ j ] . x f[i][j].x f[i][j].x 表示 i i i 点往上跳 2 j 2^j 2j个点所能到达的祖先, f [ i ] [ j ] . d f[i][j].d f[i][j].d 表示 i i i 点到 f [ i ] [ j ] . x f[i][j].x f[i][j].x 的路径上的所有点的权值的线性基 (注意 d d d 是数组)。

求的时候,将 x x x l c a ( x , y ) lca(x,y) lca(x,y) 的线性基与 y y y l c a ( x , y ) lca(x,y) lca(x,y) 的线性基暴力合并1即可,求 l c a lca lca 的倍增数组时,线性基也是暴力合并。

如果还有不明白的,就看代码吧:

#include <cstdio>
#include <cstring>
#define ll long long

int n,m,len=0;
struct nod{
    int x;
    ll d[65];
    nod(){for(int i=0;i<=60;i++)d[i]=0;}
    void add(ll x)//插入
    {
        for(int i=60;i>=0;i--)
        {
            if(x&(1ll<<i))
            {
                if(d[i]==0)
                {
                    d[i]=x;
                    break;
                }
                else x^=d[i];
            }
        }
    }
    ll ans()//最大值求解
    {
        ll re=0;
        for(int i=60;i>=0;i--)
        if((re^d[i])>re)re^=d[i];
        return re;
    }
}f[20010][20];//倍增数组
struct node{int x,y,next;};
node e[40010];
ll a[20010];
int first[40010];
void buildroad(int x,int y)
{
    len++;
    e[len].x=x;
    e[len].y=y;
    e[len].next=first[x];
    first[x]=len;
}
int deep[20010];
void dfs_getfa(int x)//处理倍增数组初值
{
    for(int i=first[x];i;i=e[i].next)
    {
        int y=e[i].y;
        if(y==f[x][0].x)continue;
        f[y][0].x=x;
        f[y][0].add(a[x]);//将x和y的权值加入到f[y][0]的线性基中
        f[y][0].add(a[y]);
        deep[y]=deep[x]+1;
        dfs_getfa(y);
    }
}
void swap(int &x,int &y){int t=x;x=y;y=t;}
void work(int x,int y)
{
    nod ans;
    if(deep[x]!=deep[y])//基本上和普通的lca一样,只是在跳的时候要将路上所有点的线性基记录下来
    {
        if(deep[x]>deep[y])swap(x,y);
        for(int j=14;j>=0;j--)
        {
            if(deep[f[y][j].x]>=deep[x])
            {
                for(int k=60;k>=0;k--)//沿途记录线性基
                if(f[y][j].d[k]!=0)ans.add(f[y][j].d[k]);
                y=f[y][j].x;
            }
        }
    }
    for(int j=14;j>=0;j--)
    if(f[x][j].x!=f[y][j].x)
    {
        for(int k=60;k>=0;k--)
        {
            if(f[x][j].d[k]!=0)ans.add(f[x][j].d[k]);
            if(f[y][j].d[k]!=0)ans.add(f[y][j].d[k]);
        }
        x=f[x][j].x;y=f[y][j].x;
    }
    if(x!=y)
    {
        for(int k=60;k>=0;k--)
        {
            if(f[x][0].d[k]!=0)ans.add(f[x][0].d[k]);
            if(f[y][0].d[k]!=0)ans.add(f[y][0].d[k]);
        }
    }
    printf("%lld\n",ans.ans());
}
int main()
{
    scanf("%d %d",&n,&m);
    for(int i=1;i<=n;i++)
    scanf("%lld",&a[i]);
    for(int i=1;i<n;i++)
    {
        int x,y;
        scanf("%d %d",&x,&y);
        buildroad(x,y);
        buildroad(y,x);
    }
    deep[1]=1;
    dfs_getfa(1);
    for(int j=1;j<=14;j++)
    for(int i=1;i<=n;i++)//求倍增数组
    {
        f[i][j].x=f[f[i][j-1].x][j-1].x;
        for(int k=0;k<=60;k++)//以下就是暴力合并,将f[i][j-1].d和f[f[i][j-1]][j-1].d合并起来成为f[i][j].d
        f[i][j].d[k]=f[i][j-1].d[k];
        for(int k=0;k<=60;k++)
        if(f[f[i][j-1].x][j-1].d[k]!=0)f[i][j].add(f[f[i][j-1].x][j-1].d[k]);
    }
    for(int i=1;i<=m;i++)
    {
        int x,y;
        scanf("%d %d",&x,&y);
        if(x==y)printf("%lld\n",a[x]);//注意这个要特判一下,显然我们的lca处理不了这种情况
        else work(x,y);
    }
}

  1. 什么?你说不会暴力合并?直接将一个线性基中的元素暴力插入到另一个就可以了呀! ↩︎

### 关于 SCOI2009 WINDY 数的解法 #### 定义与问题描述 WINDY数是指对于任意两个相邻位置上的数字,它们之间的差至少为\(2\)。给定正整数区间\([L, R]\),计算该范围内有多少个WINDY数。 #### 动态规划方法解析 为了高效解决这个问题,可以采用动态规划的方法来处理。定义状态`dp[i][j]`表示长度为`i`且最高位是`j`的WINDY数的数量[^3]。 - **初始化** 对于单个数字的情况(即只有一位),显然每一位都可以单独构成一个合法的WINDY数,因此有: ```cpp dp[1][d] = 1; // d ∈ {0, 1,...,9} ``` - **状态转移方程** 当考虑多位数时,如果当前位选择了某个特定数值,则下一位的选择会受到限制——它必须满足与前一位相差不小于2的要求。具体来说就是当上一高位为`pre`时,当前位置可选范围取决于`pre`的具体取值: - 如果`pre >= 2`, 则可以选择`{0... pre-2}` - 否则只能从剩余的有效集合中选取 这样就可以通过遍历所有可能的状态来进行状态间的转换并累加结果。 - **边界条件处理** 特殊情况下需要注意的是,在实际应用过程中还需要考虑到给出区间的上下限约束。可以通过逐位比较的方式判断是否越界,并据此调整有效状态空间大小。 ```cpp // 计算不超过num的最大windy数数量 int calc(int num){ int f[15], g[15]; memset(f, 0, sizeof(f)); string s = to_string(num); n = s.size(); for (char c : s) { a[++len] = c - '0'; } // 初始化f数组 for (int i=0;i<=9;++i)f[1][i]=1; // DP过程省略... return sum; } long long solve(long long L,long long R){ return calc(R)-calc(L-1); } ``` 此代码片段展示了如何利用预处理好的`dp`表快速查询指定范围内的WINDY数总量。其中`solve()`函数用于返回闭区间\[L,R\]内符合条件的总数;而辅助函数`calc()`负责根据传入参数构建相应的状态序列并最终得出答案。
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