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显然，数组中的每一对数都有两种情况:1.异或之后二进制位仅有1位为1，2.有多位唯一。
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然鹅学了不到一个月文化课再回来看OI的东西有一种恍如隔世的感觉，烤前感觉也没啥可复习的，就补一补去年二轮的题吧。
明天就是一轮省选了啊。。这可能是退役前的最后一篇博文了吧(如果心情不好怕是连游记都会咕)
T1 2h写个跟\(k\)无关的假算法写到最后发现是三个log，出考场才发现K很小可以直接枚举
\(f[i][j] = min(f[i][k], f[k + 1][j])\)的dp方程，猜想其满足四边形不等式
考虑点分治，那么每次我们只需要统计以当前点为\(LCA\)的点对之间的贡献以及\(LCA\)到所有点的贡献。
复杂度\(O(n \log n)\)，然鹅没有Kruskal跑的快，但是好像在一类生成树问题上很有用
一种做法是直接用欧拉降幂算出\(2^p \pmod{p - 1}\)然后矩阵快速幂。
给出两个数组\(A, B\)，每次询问\(l, r\)。需要最小化\(\sum_{i=l}^r max\{|a-A_i|, |b-B_i| \}\)
题意 题目链接 Sol 线性基+线段树分治板子题。。 调起来有点自闭。。 #include<bits/stdc++.h> #define fi first #...
记\(s_i\)表示前\(i\)个数的前缀异或和，我们每次相当于要找一个\(j\)满足\(0 < j < i\)且\((s_i \oplus s_j) + s_...
只会后缀数组+暴躁莫队套set\(n \sqrt{n} \log n\)但绝对跑不过去。
首先对询问差分一下，我们就只需要统计\(u, v, lca(u, v), fa[lca(u, v)]\)到根的路径的贡献。
然后发现可以用矩阵优化，可以分别求出前缀积和逆矩阵的前缀积(这题的逆矩阵炒鸡好求)
我们可以把图行列拆开，同时对于行/列拆成很多个联通块，然后考虑每个点所在的行联通块/列联通块的贡献。
warning：下面这个做法只有95分，本地拍了1w+组都没找到错误我表示十分无能为力
若对于给定的\(n, P\)，存在\(x\)满足上面的式子，则乘\(n\)在模\(p\)意义下是二次剩余，否则为非二次剩余
直接把\(X_{i+1} = (aX_i + b) \pmod P\)展开，推到最后会得到这么个玩意儿
