Luogu P3646 [APIO2015]巴厘岛的雕塑

深夜写题解系列，话说这题暑假的时候就在LOJ上做掉了，然后今天看到Luogu上有就去交了一下，发现没写过题解，赶紧来补一下

说句题外话APIO2015的题目好水啊

首先考虑按位取或的过程，很显然要从二进制位从高到低贪心，尽量地让这一位能取(0)，那么就是考虑怎么判断这一位能否取到(0)的过程了

考虑直接设一个状态(f_{i,j})表示把前(i)个数分成(j)段是否满足条件，最后看一下(f_{n,i}(iin [A,B]))是否有(1)即可

那么转移也很简单，记录一下前缀和，然后向前枚举一个点转移，那么这段区间和在这一位上必须是(0)同时选择这一段不能使答案变大，这个详见代码的转移

因此我们现在有了一个(O(n^3log sum Y_i))的做法，可以通过前4个Subtask

那么再看一下第5个Subtask有什么特殊之处，仔细一看会发现它的(A=1)！

那么很显然之前的DP之所以会慢就是因为考虑了答案的下界，但现在我们不用考虑了，直接考虑求出分开的最少段数，判断是否小于(B)即可，同样转移的方法和上面类似

所以这部分的复杂度是(O(n^2log sum Y_i))的，两者综合即可通过此题

#include<cstdio>
#include<iostream>
#include<cstring>
#define RI register int
#define CI const int&
using namespace std;
const int R=40,N=2005;
int n,l,r,a[N]; long long ans;
namespace Case1 //n<=100 solver
{
	const int MN=105;
	bool f[MN][MN];
	inline bool check(CI idx)
	{
		RI i,j,k; memset(f,0,sizeof(f));
		for (f[0][0]=i=1;i<=n;++i) for (j=1;j<=i;++j)
		{
			long long sum=a[i]; for (k=i-1;~k;--k)
			f[i][j]|=f[k][j-1]&&(!((sum>>idx)&1))&&((((sum>>idx)<<idx)|ans)==ans),sum+=a[k];
		}
		bool flag=0; for (i=l;i<=r;++i) flag|=f[n][i]; return flag;
	}
};
namespace Case2 //l=1 solver
{
	int f[N];
	inline bool check(CI idx)
	{
		RI i,j; for (memset(f,127,sizeof(f)),f[0]=0,i=1;i<=n;++i)
		{
			long long sum=a[i]; for (j=i-1;~j;--j)
			{
				if ((!((sum>>idx)&1))&&((((sum>>idx)<<idx)|ans)==ans))
				f[i]=min(f[i],f[j]+1); sum+=a[j];
			}
		}
		return f[n]<=r;
	}
};
int main()
{
	RI i; for (scanf("%d%d%d",&n,&l,&r),i=1;i<=n;++i) scanf("%d",&a[i]);
	for (i=40;~i;--i) if (!(n<=100?Case1::check(i):Case2::check(i))) ans|=(1LL<<i);
	return printf("%lld",ans),0;
}