差别

这里会显示出您选择的修订版和当前版本之间的差别。

--- 2020-2021:teams:legal_string:组队训练比赛记录:contest12 [2021/08/10 16:54]
jxm2001
+++ 2020-2021:teams:legal_string:组队训练比赛记录:contest12 [2021/08/14 10:56] (当前版本)
lgwza [补题情况]
@@ 行 5: / 行 5: @@
 ^  题目  ^  蒋贤蒙  ^  王赵安  ^  王智彪  ^
 |  A  |  0  |  0  |  0  |
-|  B  |  2  |  0  |  0  |
+|  B  |  2  |  2  |  0  |
 |  C  |  0  |  0  |  0  |
 |  D  |  0  |  0  |  0  |
-|  E  |  0  |  0  |  0  |
+|  E  |  1  |  0  |  2  |
 |  G  |  0  |  0  |  0  |
-|  J  |  2  |  0  |  0  |
+|  J  |  2  |  2  |  0  |
-|  K  |  2  |  0  |  0  |
+|  K  |  2  |  1  |  0  |
 ====== 题解 ======
@@ 行 177: / 行 177: @@
 }
 </code>
+</hidden>
+===== E. xay loves nim  =====
+==== 题意 ====
+给了 $n$ 堆石子和 $m$ 个可以取走的石子的数量，记为 $x_{i}$ ，除了这 $m$ 种石子，还可以取莫比乌斯函数值为 $1$ 的数量石子。同时给出这 $n$ 堆石子的数量范围 $[l_{i},r_{i}]$  ，求所有的情况中，先手必胜的局数，局面不同当且仅当存在一堆石子在两个局面中数量不同。
+$1≤n≤10^{6},1≤l_{i},r_{i}≤10^{5},1≤m≤5,1≤x_{i}≤10^{5}$
+==== 题解 ====
+大综合题，显然需要会莫比乌斯反演（废话），还需要会博弈论的 $sg$ 那套理论，先手必胜当且仅当所有的 $sg$ 值异或起来不为 $0$ 。听出题人说 $sg$ 值最高不会超过 $230$ ，但是现场的时候怎么知道嘛...
+显然需要先筛出来 $1$ 到 $100000$ 的莫比乌斯函数值，才能知道哪些能加进去，然后再把 $m$ 种数字也放进去，然后就是看每个状态的后继状态，这里也是学到了可以暴力搞。
+对于每一个新的值 $i$ ，搞一个数组，看这个值的后继状态有没有 $sg$ 为这个值的，如果有需要继续找，直到找不到，根据 $mex$ 那套理论，就是此时的 $sg$ 了。然后 $i$ 加上刚才放进去的那些数的后继状态可以到达 $i$ ，于是这些状态的后继 $sg$ 值可以有现在这个值，这里我们只关心能不能有，所以可以用 $bitset$ 优化一下，这部分的复杂度是 $O({\frac {100000^{2}} w}+256×100000)$ ，这里本来要写 $230$ 的，但是后面需要变成 $256$ 。
+于是我们处理出了所有石子数的 $sg$ 值，接下来对于每一堆石子，我们可以求出来，他们这个范围内，分别有多少个 $sg$ 值为 $0$ 的，有多少个 $sg$ 值为 $1$ 的，依次类推。
+然后我们需要关心有多少个 $a[1]$ ^ $a[2]$ ^ $…$ ^ $a[n]≠0$ ，这玩意显然可以看成 $FWT$ 。我们先统计出每个区间内有多少个 $sg$ 值为 $i$ 的，这显然前缀和就可以。然后我们相当于看 $n$ 个多项式相乘，每个多项式的幂次是各个 $sg$ 值，系数是有多少个状态的 $sg$ 值是这个值。如果对于每个求 $FWT$ 再乘起来，最后再 $IFWT$ 。我们需要开到 $256$ ，这就照应了前面。算了一下，单个复杂度是 $O(256×log_{2}(256))=O(2048)$ ，然后 $n$ 个就是 $2×10^{9}$ 的，这显然是自杀行为。
+然后 $oi-wiki$ 上一段话刷新了我对 $FWT$ 的认知：若我们令 $i\&j$ 中 $1$ 的奇偶性为 $i$ 与 $j$ 的奇偶性，于是 $i$ 与 $k$ 的奇偶性异或 $j$ 与 $k$ 的奇偶性等于 $i$ ^ $j$ 与 $k$ 的奇偶性。然后可以得到异或的 $FWT$ ： $A_{i}=\sum_{C_{1}}A_{j}-\sum_{C_{2}}A_{j}$ ， $C_{1}$ 表示 $i\&j$ 的奇偶性为偶， $C_{2}$ 表示 $i\&j$ 的奇偶性为奇。（其实记住就行...）
+又因为 $sg$ 的范围有限，所以我们可以先预处理出每个数的二进制有多少位为 $1$ （或者直接 $\_\_builtin\_popcount$ 也可以）。
+然后对于前缀和数组，就不能直接暴力加一了，判断两者与的奇偶性，如果为偶，则加一，不然减一。然后这样就直接把每一堆的 $FWT$ 数组给求完了，复杂度变成 $O(256n)$ ，而不是原来的 $O(2048n)$ ，再全乘起来求一个 $IFWT$ 就可以了，整个这部分的复杂度都是 $O(256n)$ 的，最后对于所有 $sg$ 值不为 $0$ 的结果都加起来就是答案了。
+另外这题卡常！前缀和数组必须大的做第一维，我不倒过来会 $t$ 掉绝大多数数据，倒过来效率就第一了...
+<hidden 代码>
+<code cpp>
+const int maxn=100000,N=1e6+10,maxm=256,MOD=1e9+7,inv2=500000004;
+bool check[maxn+1];
+int prime[maxn+1],mu[maxn+1];
+int tot,n,m,ls[N],rs[N],sg[maxn+1],sum[maxn+1][maxm+1],ans[maxm+1],o[maxm+1];
+bitset<maxn+1> t,b[maxm];
+void Moblus() {
+	mu[1]=1;
+	for(int i=2; i<=maxn; i++) {
+		if(!check[i]) {
+			mu[i]=-1;
+			prime[tot++]=i;
+		}
+		for(int j=0; j<tot; j++) {
+			if(i*prime[j]>maxn) break;
+			check[i*prime[j]]=true;
+			if(i%prime[j]==0) {
+				mu[i*prime[j]]=0;
+				break;
+			} else {
+				mu[i*prime[j]]=-mu[i];
+			}
+		}
+	}
+}
+void xor_FWT(int *P,int opt,int N) {
+	for(int i=2; i<=N; i<<=1)
+		for(int p=i>>1,j=0; j<N; j+=i)
+			for(int k=j; k<j+p; ++k) {
+				int x=P[k],y=P[k+p];
+				P[k]=((ll)x+y)%MOD;
+				P[k+p]=((ll)x-y+MOD)%MOD;
+				if(opt==-1)P[k]=(ll)P[k]*inv2%MOD,P[k+p]=(ll)P[k+p]*inv2%MOD;
+			}
+}
+void init() {
+	o[0]=0;
+	for(int i=1;i<maxm;i++)o[i]=o[i>>1]+(i&1);
+	for(int i=1; i<=maxn; i++) {
+		if(mu[i]==1)t.set(i);
+	}
+	for(int i=0; i<=maxn; i++) {
+		sg[i]=0;
+		while(b[sg[i]][i]) sg[i]++;
+		b[sg[i]]|=(t<<i);
+	}
+}
+int main() {
+	Moblus();
+	read(n);read(m);
+	for(int i=1; i<=n; i++) read(ls[i]),read(rs[i]);
+	for(int i=1,tmp; i<=m; i++) read(tmp),t.set(tmp);
+	init();
+	for(int i=0; i<=maxn; i++)
+		for(int j=0; j<maxm; j++)
+			if(!(o[sg[i]&j]&1))sum[i][j]=1;
+			else sum[i][j]=MOD-1;
+	for(int i=1; i<=maxn; i++) {
+		for(int j=0; j<maxm; j++) {
+			sum[i][j]=sum[i][j]+sum[i-1][j];
+			if(sum[i][j]>=MOD) sum[i][j]-=MOD;
+		}
+	}
+	for(int i=0; i<maxm; i++)ans[i]=1;
+	for(int i=1; i<=n; i++)
+		for(int j=0; j<maxm; j++)
+			ans[j]=(ll)ans[j]*(sum[rs[i]][j]-sum[ls[i]-1][j])%MOD;
+	xor_FWT(ans,-1,maxm);
+	ll sum=0;
+	for(int i=1; i<maxm; i++) {
+		sum=sum+ans[i];
+		if(sum>=MOD) sum-=MOD;
+	}
+	printf("%lld\n",(sum+MOD)%MOD);
+	return 0;
+}
+</code>
 </hidden>
@@ 行 319: / 行 436: @@
 对每次询问的 $a[l\sim r]$，令 $a_{l-1}=0,a_{r+1}=0$，设 $b_i=a_i-a_{i-1}(l\le i\le r+1)$。
-于是每次操作等价于选取一对 $l\le i,j\le r+1$，$b_i\equiv b_i+1\bmod k,b_j\equiv b_j+1\bmod k$。
+于是每次操作等价于选取一对 $l\le i,j\le r+1$，$b_i\equiv b_i+1\bmod k,b_j\equiv b_j-1\bmod k$。
 同时，$\sum_{i=l}^{r+1} b_i=a_{r+1}-a_{l-1}=0$，最终目标是将 $b_i$ 全部变为 $0$。在不考虑取模的情况下，最小费用显然为 $\cfrac {\sum_{i=l}^{r+1}|b_i|}2$。

CVBB ACM Team

用户工具

站点工具

差别

页面工具