P9745 「KDOI-06-S」树上异或 题解
\(x_i = 0\)
这题一看就不是很可做，先考虑部分分。
对于一条链的情况，我们可以枚举上一个断边的位置，然后转移。
一看数据范围，估计和值域有关，所以考虑 \(x_i = 1\) 的部分分，如果全部点权都是 1，那么一种方案只有 0 和 1 两种取值，考虑这个状态设计：\(f_{i, 0/1}\) 表示在以 \(i\) 为根的子树里面，\(i\) 的连通块异或值是 0/1，且除了 \(i\) 所在连通块其它连通块都是合法的 的连通块权值乘积的和。
然后转移就枚举每一个儿子选或不选即可，例如 \(f_{i,0}\) 可以这么转移，有点树上背包的味道：
\[f_{i,0} =\sum_{(i, v) \in E} f_{i,0}\times f_{v, 0} + f_{i, 1}\times f_{v,1} + f_{i,0}\times f_{v, 1} \]分别表示选 \(v\)，并且 \(v\) 的连通块异或和也是 \(0\)；选 \(v\) 两个 \(1\) 异或起来是 \(0\)；不选 \(v\)，需要保证 \(v\) 子树内连通块合法。
思路
考虑把上述思路扩展到 \(x_i \ne 1\) 的情况。
用 \(f_{i, j, 0/1}\) 表示示在以 \(i\) 为根的子树里面，\(i\) 的连通块的第 \(j\) 位异或值是 0/1，且除了 \(i\) 所在连通块其它连通块都是合法的 的连通块权值乘积的和，再用一个 \(g_{i}\) 表示子树 \(i\) 内的连通块权值乘积的和。
\[f_{u,i,0} = \sum_{(i, v)\in E} f_{u, i, 0}\times g_v+f_{u, i, 0}\times f_{v, i, 0} + f_{v, i, 1}\times f_{u, i, 1} \]最后用方案数乘上 \(2^{i}\) 就是这一位的贡献了，\(g_i\) 就可以通过 \(f\) 转移：
\[g_{u} = \sum_{i = 0}^{60}f_{u, i, 1}\times 2^i \]代码
实现的时候要注意用临时变量存一下 \(f_{u, i, 0/1}\)，防止环形转移。
另外由于每一条边 \((u,v )\) 都满足 \(u < v\)，所以可以直接枚举边不用 DFS。
时间复杂度：\(O(n\log V)\)。
// Problem: P9745 「KDOI-06-S」树上异或
// Contest: Luogu
// Author: Moyou
// Copyright (c) 2023 Moyou All rights reserved.
// Date: 2023-10-15 21:59:52
#include <algorithm>
#include <cstring>
#include <iostream>
#include <queue>
// #define int long long
using namespace std;
const int N = 5e5 + 10, mod = 998244353;
int f[N][61][2], g[N], n;
long long a[N];
vector<int> G[N];
signed main() {
n = read();
for(int i = 1; i <= n; i ++) a[i] = read();
for(int i = 2; i <= n; i ++) G[read()].push_back(i);
for(int u = n; u; u --) {
for(int i = 0; i < 60; i ++) f[u][i][a[u] >> i & 1] = 1;
for(auto v : G[u]) {
for(int i = 0; i < 60; i ++) {
int a = f[u][i][0], b = f[u][i][1];
f[u][i][0] = (1ll * f[u][i][0] * (g[v] + f[v][i][0]) + 1ll * f[v][i][1] * b) % mod;
f[u][i][1] = (1ll * f[u][i][1] * (g[v] + f[v][i][0]) + 1ll * f[v][i][1] * a) % mod;
}
}
for(int i = 0, p = 1; i < 60; i ++, p = p * 2 % mod) {
g[u] = (1ll * g[u] + 1ll * p * f[u][i][1]) % mod;
}
}
printf("%d\n", g[1]);
return 0;
}