題目鏈結
題目大意：
給你乙個長度為n的數列，有m次操作，操作有兩種：
在數列末尾插入乙個數
查詢區間的子集異或最大值
\le≤ 5e5，m ≤
\le≤ 5e5，所有數值域[0, 2
302^
230]。
難度：ag
分析：線性基可以處理的操作是：
在數列末尾插入乙個數
查詢全域性的子集異或最大值
由於線性基的長度很短，因此我們可以將數列所有字首的線性基儲存下來。1到x的線性基可以由1到x-1的線性基通過插入a[x]來求得，這樣，我們就可以查詢字首區間的子集異或最大值。現在問題的關鍵在於，查詢區間 [l, r] 時，如何避免 [1, l-1] 的干擾。
考慮線性基的插入過程，如果線性基當前位上已經有值，我們就不能把待插入的值放入這一位，因此線性基上每一位的數，都是對應位上在原數列最左側的數字。現在我們改變策略，使得線性基上每一位的數，都變成對應位上在原數列最右側的數字。實現這個策略的方法是：我們額外儲存線性基上每一位數在原數列中的位置，插入的時候，如果對應位上的數在原數列中更靠左，就用待插入的數和它交換。基於這種策略，我們在查詢區間 [l, r] 時，可以在區間 [1, r] 對應的線性基中查詢，對於線性基上每一位的數，如果它在原陣列**現的位置比 l 更靠右，就考慮它對答案的貢獻，否則直接跳過這一位。
這個做法的正確性也很顯然，通過改變策略，使線性基上每一位數變成對應位上在原數列最右側的數字，可以看成線性基插入數字的順序變反，完全不影響線性基的性質。同時，將線性基上所有在原陣列中的位置比 x 更靠左的數字刪除，可以視為區間 [1, l-1] 的數字還沒有被插入線性基。
複雜度：o((n + m) logx)，n為初始數列長度，m為操作次數，x為值域大小。
**：
# include
# define maxn 1000005
# define maxm 35
using
namespace std;
struct lb
void
add(
int x)
for(
int i =
31; i >=0;
--i)
if(x >> i)
else
x ^= a[n]
[i];}}
}int
query
(int l,
int r)};
lb b;
intmain()
int lastans =
0, opt, x, y;
for(
int i =
0; i < m;
++i)
else
b.add(x ^ lastans);}
}return0;
}
給你乙個數列，有兩種操作：
在數列末尾插入乙個數
查詢某個字首區間的子集異或最大值
原題的弱化版，從原題的解法中，我們應該學到此題的兩種解法。
第一種就是，我們儲存該數列的所有字首區間的線性基，這種做法的空間複雜度較高，存在被卡空間的可能。
第二種方法是，我們只儲存乙個線性基，每次向線性基插入乙個數時，額外記錄一下插入的數在原數列的位置，查詢區間 [1, r] 的時候，對於線性基每一位上的數，如果它在原數列的位置比r更靠左，才考慮它對答案的貢獻，否則直接跳過這一位。
擴充套件2：codeforces 1100f
給你乙個數列，有兩種操作（操作可以離線）：
在數列末尾插入乙個數
查詢區間的子集異或最大值
擴充套件3：洛谷 p4839
給你一排n個桶，每個桶能裝任意個數，有兩種操作：
往某個桶中放入乙個數
查詢乙個區間內所有桶中數字的子集異或最大值
這個題並沒有什麼很好的做法，只能用線段樹維護線性基，時間複雜度o(m * logn * log2
^22x)，n為數列長度，m為操作次數，x為值域。
HDU6579 區間線性基
顯然有乙個線段樹套線性基的做法，但肯定會t飛 於是我們考慮字首和的思想維護，p i j p i j p i j 表示以i ii為右端點，1 11為左端點的線性基的第j jj位，但是我們如果直接按順序插入數的話，那麼顯然左邊的數優先順序高於右邊的數，我們考慮如何使右邊的數的優先順序高於左邊 可能不太嚴...
題解 hdu 素數判定
素數判定 題目描述 對於表示式n 2 n 41，當n在 x,y 範圍內取整數值時 包括x,y 39 xinput 輸入資料有多組，每組佔一行，由兩個整數x，y組成，當x 0,y 0時，表示輸入結束，該行不做處理。output 對於每個給定範圍內的取值，如果表示式的值都為素數，則輸出 ok 否則請輸出...
hdu多校題解
給定 n 求 sum limits sum mu d frac sum frac 再令 h n sum frac 則有 g n frac sum mu d frac h frac 推導 f 和 g 的關係 f n f sum limits frac sum limits g n g f n f 2 ...