csps模拟86异或，取石子，优化题解

题面：https://www.cnblogs.com/Juve/articles/11736440.html

异或：

考试时只想出了暴力

我们可以对于二进制下每一位w，求出[l,r]中有几个数在这一位是1，记为x，设y表示[l,r]中有几个数在w位不是一

这样就会有x×y对数在w位上产生贡献，每一对数会有2^w的贡献，

主要就是实现一个calc函数，calc(x,i)表示从0到x有多少的数二进制下第i位是1，然后我们发现一个规律：

如果把0～9二进制打印出来：

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发现每一位是循环的，第0位循环节是2。第1位是4，第2位是8，而且只有没一个循环节的后一半是1，所以根据这个我们实现了calc函数

 #include<iostream>
 #include<cstdio>
 #include<cstring>
 #include<algorithm>
 #define int long long
 #define re register
 using namespace std;
 const int mod=1e9+;
 int t,l,r,ans;
 inline int q_pow(re int a,re int b,re int p){
     re int res=;
     while(b){
         if(b&) res=res*a%p;
         a=a*a%p;
         b>>=;
     }
     return res;
 }
 int qpow(int a,int b){
     int res=;
     while(b){
         if(b&) res=res*a;
         a=a*a;
         b>>=;
     }
     return res;
 }
 int calc(int x,int pos){
     ++x;
     int res=;
     int tmp=qpow(,pos+);
     int q=x/tmp;
     res+=q*tmp/;
     int p=x%tmp;
     if(p>tmp/) res+=p-tmp/;
     return res;
 }
 signed main(){
     scanf("%lld",&t);
     while(t--){
         scanf("%lld%lld",&l,&r);
         ans=;
         for(int i=;i<=;++i){
             ans=(ans+(r-l+-(calc(r,i)-calc(l-,i)))*(calc(r,i)-calc(l-,i))%mod*q_pow(,i,mod)%mod)%mod;
         }
         printf("%lld\n",*ans%mod);
     }
     return ;
 }

取石子：

第一次做博弈论，然后我考试AC了。。。

其实不能算是裸的博弈，毕竟我认为是dp

一开始打搜索，发现不会打，打了2个多小时，然后突然发现可以dp筛出状态，然后打了正解，最后30分钟交上去AC了

设g[i][j][k]表示三堆石子数量为i，j，k时能否先手必胜

我们发现如果有x,y,z必输，那么x,y,z+k;

　　　　　　　　　　　　　　x+k,y,z;

　　　　　　　　　　　　　　x,y+k,z;

　　　　　　　　　　　　　　x+k,y+k,z;

　　　　　　　　　　　　　　x+k,y,z+k;

　　　　　　　　　　　　　　x,y+k,z+k;

　　　　　　　　　　　　　　x+k,y+k,z+k一定必胜

因为先手可以通过x+k,y+k,z+k都拿走k，变成x,y,z从而让对手必输

然后我们就可以转移了，从0，0，0开始，如果找到了一个必输的，那么用它更新后面必胜的，有些类似线性筛

虽然有4层循环，但是一般不会进第4个循环，就像线性筛一样，总的复杂度还是O(n³)

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#define re register
using namespace std;
int t,x,y,z;
bool g[305][305][305];
inline void pre(){
	for(re int i=0;i<=300;++i){
		for(re int j=0;j<=300;++j){
			for(re int k=0;k<=300;++k){
				if(g[i][j][k]) continue;
				for(re int p=1;p<=300;++p){
					re int a=min(301,i+p),b=min(301,j+p),c=min(301,k+p);
					if(a+b+c>=903) break;
					g[a][j][k]=g[i][b][k]=g[i][j][c]=1;
					g[a][b][k]=g[a][j][c]=g[i][b][c]=1;
					g[a][b][c]=1;
				}
				break;
			}
		}
	}
}
signed main(){
	pre();
	scanf("%d",&t);
	while(t--){
		scanf("%d%d%d",&x,&y,&z);
		if(g[x][y][z]) puts("Yes");
		else puts("No");
	}
	return 0;
}

优化：

看到绝对值要想着去绝对值

我们让每一个数都必选，那么每一个数a对整个答案的贡献可能是2a,-2a,a,-a,0

a和-a之存在与第一段和最后一段，系数是2就是a所在的区间比它左右区间的元素的和都大，具体来说就是：

2的情况：

$|s_{i-1}-s_i|+|s_i-s_{i+1}|=2*s_i-s_{i-1}-s_{i+1}$，

-2的情况和2的相反

0的情况：

$|s_{i-1}-s_i|+|s_i-s_{i+1}|=s_{i-1}-s_i+s_i-s_{i+1}$或$|s_{i-1}-s_i|+|s_i-s_{i+1}|=s_i-s_{i-1}-s_i+s_{i+1}$

然后就可以dp转移了，设f[i][j][4]表示前i个，划分了j个区间的最大值，

我们定义正为上升，负为下降，那么0表示上升，1表示下降，2表示从上升到下降，3表示从下降到上升

然后狗shi的转移：

 if(j==||j==k){
     f[i][j][]=max(f[i-][j][],f[i-][j-][])+a[i];
     f[i][j][]=max(f[i-][j][],f[i-][j-][])-a[i];
     f[i][j][]=max(f[i-][j][],f[i][j][]);
     f[i][j][]=max(f[i-][j][],f[i][j][]);
 }else{
     f[i][j][]=max(f[i-][j][],f[i-][j-][])+*a[i];
     f[i][j][]=max(f[i-][j][],f[i-][j-][])-*a[i];
     f[i][j][]=max(f[i-][j-][],max(f[i-][j][],f[i][j][]));
     f[i][j][]=max(f[i-][j-][],max(f[i-][j][],f[i][j][]));
 }

其实挺好想的，考虑一下实际情况就好理解了，1和k的情况单独拿出来转移，因为他们的系数为1和-1

最终答案就是max(f[n][k][2],f[n][k][3])

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#define re register
#define int long long
using namespace std;
const int MAXN=3e4+5;
int n,k,a[MAXN],f[MAXN][205][4];
signed main(){
	scanf("%lld%lld",&n,&k);
	for(re int i=1;i<=n;++i) scanf("%lld",&a[i]);
	memset(f,-0x3f,sizeof(f));
	for(int i=0;i<=n;++i)
		for(int j=0;j<4;++j) f[i][0][j]=0;
	for(int i=1;i<=n;++i){
		int N=min(i,k);
		for(int j=1;j<=N;++j){
			if(j==1||j==k){
				f[i][j][0]=max(f[i-1][j][0],f[i-1][j-1][2])+a[i];
				f[i][j][1]=max(f[i-1][j][1],f[i-1][j-1][3])-a[i];
				f[i][j][2]=max(f[i-1][j][2],f[i][j][1]);
				f[i][j][3]=max(f[i-1][j][3],f[i][j][0]);
			}else{
				f[i][j][0]=max(f[i-1][j][0],f[i-1][j-1][2])+2*a[i];
				f[i][j][1]=max(f[i-1][j][1],f[i-1][j-1][3])-2*a[i];
				f[i][j][2]=max(f[i-1][j-1][2],max(f[i-1][j][2],f[i][j][1]));
				f[i][j][3]=max(f[i-1][j-1][3],max(f[i-1][j][3],f[i][j][0]));
			}
		}
	}
	printf("%lld\n",max(f[n][k][2],f[n][k][3]));
	return 0;
}