考虑到这个边权是\(\oplus\)，那么说明对于\((u,v)\)，\(u\tov\)和\(v\tou\)的边权实质是相同的。那么对于\(0\tox\)，就可以反过来，记录下对应的路径，从\(x\)开始走，那么第一次走到\(0\)的时候也就是从\(0\)第一次走到\(x\)的时候。于是就转化为了\(x\)为起点，第一次

第五天！第一题：LeetCode1720 首先，我们先来读懂题目什么意思：encoded[i]=arr[i]XORarr[i+1]输入：encoded=[1,2,3],first=1输出：[1,0,2,1]解释：若arr=[1,0,2,1]，那么first=1且encoded=[1XOR0,0XOR2,2XOR1]=[1,2,3]encode[i-1]=arr[i-1]XORarr[i

首先根据\(\operatorname{xor}\)，就想到拆成二进制的\(a_{i,w},b_{i,w}\)来处理。类似竖式加法，考虑把得到的结果\(c_{w}\)分为\(a_{i,w}+b_{j,w}+x\)，其中\(x\)就是上一位的进位。进一步的，发现对于总的\(c_{w}\)，\(a_{i,w},b_{j,w}\)肯定都在这个位置加了\(

CF1968F.EqualXORSegments(*1800)思维题意：给你一个长度为\(n\)的数组，如何可以把数组分成\(k(k>1)\)组，并且使得每组的异或和相等，那么这个数组就是完美的。现在给你\(q\)组询问，每次给你\(l,r\)。请你判断\(a_l\)到\(a_r\)之间是否是完美的。思路：对于每次询问

题意给定两个长度为\(n\)的数列\(a,b\)，规定每次操作为选取一段长度为\(k\)的子段异或上任意自然数。对于每次查询，先单点修改\(a\)或\(b\)，你需要求出最小的操作次数，或无法使得\(a\)在若干次操作后变为\(b\)。\(n\le2\times10^5\)Sol差个分先，区间异或变为\(

考虑从高到低位做，不断贪心的一个过程。即假设把当前所有数\(a_i\)看成\(\lfloor\frac{a_i}{2^d}\rfloor\)，有当前最优答案\(ans_d\)；现在把所有数看成\(\lfloor\frac{a_i}{2^{d-1}}\rfloor\)，推出下一步的答案\(ans_{d-1}\)。假设\(/2^d\)时，每一步xor完的序列是\(a_1

union<Windowx:Class="WpfApp172.MainWindow"xmlns="http://schemas.microsoft.com/winfx/2006/xaml/presentation"xmlns:x="http://schemas.microsoft.com/winfx/2006/xaml"xmlns:d="http://schemas.mi

#include<iostream>#include<cstdio>#include<cstring>#include<string>#include<cmath>#include<algorithm>#include<cstdlib>#include<set>#include<map>#include<vector>#include<qu

go语言环境搭建Golang学习日志━━下载及安装_golang下载-CSDN博客  gorunxxx.go  gobuildxxx.go 首先,cs.msf生成比特流数据. 放入xor,py脚本中进行xor加密. xor.pydefxor(shellcode,key):new_shellcode=""key_len=len(key)

很好的构造题。题意请构造一个长度为$2^{m+1}$的序列$a$，该序列满足：$\foralli\in[1,2^{m+1}],a_i\in[0,2^m-1]$且每个数都恰好出现两次。对于任意一对$(i,j)$满足$a_i=a_j$，$a_i\oplusa_{i+1}\oplus\cdots\oplusa_{j-1}\oplusa_j=k$。$\oplus$表

代码DSEGSEGMENTARRDB15H,22H,3H,0E4H,0A5H,56H,7H,18H DB31H,12H,13H,24H,45H,26H,47H,18H DB12H,25H,33H,34H,45H,66H,47H,81H DB10H,21H,63H,54H,56H,0C6H,0A7H,38HMDB4N DB8RowSumdw4DUP(0)ColSumdw8DUP(0)DSEGENDSCSEGS

GiantGraph首先\(10^{18}\)很大，所以我们优先选取\(x+y+z\)最大的点。按\(x+y+z\)从大到小选择即可。但是时间复杂度为\(\mathcalO(n^3)\)。给边定向，边从小连到大，那么整个图就是一个DAG。发现对于每个点\(i\):如果\(i\)的出边被选了，则不能选择\(i\)。如果都

写在前面：随着NX(Non-eXecutable)保护的开启，传统的直接向栈或者堆上直接注入代码的方式难以继续发挥效果，由此攻击者们也提出来相应的方法来绕过保护。目前被广泛使用的攻击手法是 返回导向编程 (ReturnOrientedProgramming)，其主要思想是在 栈缓冲区溢出的基础上，利用

CF662C首先有一个\(\mathcalO(2^nm)\)的做法。枚举每一行是否反转的状态\(s\)，记\(g_i=\min(\operatorname{popcount}(i),n-\operatorname{popcount}(i))\)，\(t_i\)表示第\(i\)列的状态。则答案为\(\min_s{\sum_{i=1}^mg_{s\operatorname{xor}t_i}}\)。发现这个东西

<?phpheader('Content-Type:text/html;charset=utf-8');define('ROOT',$_SERVER['DOCUMENT_ROOT']);includeROOT.'/assets/php/head.php';//逻辑运算符/***$aand$b：And（逻辑与）true；如果$a和$b都为true。*$aor$b：O

TheXORtotalofanarrayisdefinedasthebitwiseXORofallitselements,or0ifthearrayisempty.Forexample,theXORtotalofthearray[2,5,6]is2XOR5XOR6=1.Givenanarraynums,returnthesumofallXORtotalsforeverysubsetofnums.

0x01关于xorxor，即为计算机中的异或计算，相同为0，不同为1。下面是关于异或加密的四个定理A^0=AA^A=0(A^B)^C=A^(B^C)(B^A)^A=B^0=B//明文B；密码A观察可知，经历异或加密后的密文，再次进行异或算法即可得到明文。0x02题解先丢进Die看一眼

这里的逻辑是：如果$user->published_at为空，并且$user_input['published_at']不为空，或者如果$user->published_at不为空，并且$user_input['published_at']为空，那么条件将成立。这种检查通常用于确定某个值是否发生了变化，特别是从无到有或从有到无的情况。假设您的意图

maybe_xor感觉这道逆向题与其说是考逆向水平，倒不如说是考编写脚本的能力首先题目给了个远程地址，nc连接会回显ELF:接一串base64编码的东东，解码后发现是ELF文件。用IDA打开发现是从数据段读取24个字节到栈上并进行异或，每个字节异或的值都不同，但异或后的结果不会写回栈程序的目

格雷码和二进制的转换方法如下:二进制码转换成格雷码：方法是从二进制码的最右边一位（最低位）起，依次将每一位与左边一位进行异或运算，作为对应格雷码该位的值，而最左边高位不变。对应公式为：g[n]=b[n]，g[i]=b[i]xorb[i+1](i∈N，n-1≥i≥1)，其中g、b分别对应n位的格

xor序列线性基题目链接题意：给你\(n\)个数，接着给你\(m\)次询问，每次给出\(x\)和\(y\)，判断\(x\)能否与\(n\)个数中任意选出的数异或和为\(y\)思路：考虑异或运算性质若\(a\)^\(b\)=\(c\),那么\(b=a\)^\(c\)。因此我们只需要找出\(n\)个数异或和是

原题链接题解1.如果能分成偶数个区间，那么一定能分为两个区间2.如果能分为奇数个区间，那么一定能分为三个区间3.能分为两个区间，说明区间异或和为\(0\)4.能分为三个区间，这三个区间分别为区间\(a,b,c\)，则\(ab\)区间异或和为零，\(bc\)区间异或和为零code#include<bits/std

linkSolution:PART1:转化首先套路地预处理出每个节点到根节点（\(1\)号节点）路径上的点权异或和\(w[u]\)。可以发现题意容易转化为：给定一棵\(n\)个节点的树，问你最少可以把它分成多少个联通块，使得每个连通块中的节点两两路径上的异或和不为0。易知对于一个节点，若它要被割

04-24模拟赛总结T1写个分数类，把方差的括号拆开来，用__int128硬算即可Others推式子只有方差这里可能爆i64，原因是两个1e10级别的互质分母一通分就炸了\[对于方差：原式=\frac{1}{i}(\sumA_j^2-2*\sumA_jB_i+\sumB_i^2)\]\[=\frac{1}{i}(\sumA_j^

记\(s_{l,r}=\oplus_{i=l}^ra_i\)。考虑到这个相当于是\([l,r]\)内分裂区间，可以考虑区间\(\text{DP}\)。即记\(f_{l,r}\)为\([l,r]\)区间是否能被遍历到。转移考虑对于\([l,r]\)，考虑在已知的条件下（\(len\ger-l+1\)）\([l,r]\)是否合法。即到这个状态