Формально в условии требуется построить граф на $$$n$$$ вершинах, в котором присутствуют все ребра ($$$i, j$$$) т.ч. $$$a_i + a_j = S$$$ или $$$a_i \oplus a_j = X$$$. Ответом на задачу было совершенное паросочетание в данном графе, причем граф необязательно двудольный.

Для решения подгруппы $$$n \leq 20$$$ требовалось перебрать всевозможные разбиения на пары и проверить, что они подходят под условия.

В подгруппе 3 в графе не присутствовали ребра, выполняющие условия $$$a_i + a_j = S$$$. Значит подходили только пары чисел $$$(a, a \oplus X)$$$. Тогда достаточно посчитать $$$cnt_a$$$ — количество вхождений каждого числа, после чего достаточно проверить, что $$$cnt_a = cnt_{a\oplus X}$$$ при условии, что $$$X \gt 0$$$.

Если же $$$X = 0$$$, то все корректные пары, в которых выполняется XOR условия это $$$a_i = a_j$$$, поэтому для подгруппы 3 достаточно проверить что $$$cnt_a$$$ делится на 2 для каждого $$$a$$$. Для подгруппы 4 у нас теперь снова есть пары вида $$$a_i + a_j = S$$$, а еще мы умеем ставить в пару два одинаковых значения $$$a$$$, поэтому достаточно проверить, что $$$cnt_a \equiv cnt_{S-a}\pmod{2}$$$, и не забыть обработать отдельно случай $$$2a=S$$$.

Далее будем считать, что случай $$$X = 0$$$ обработан отдельно и $$$X \gt 0$$$.

Рассмотрим подгруппу 6, в ней все $$$a_i$$$ различны. Но тогда попробуем понять, с кем связана вершина $$$i$$$: из решения двух равенств можно понять, что $$$a_j = S - a_i$$$ или $$$a_j = X \oplus a_i$$$, так как все числа различны, то такое $$$j$$$ единственно в обоих случаях. А значит в нашем графе из вершины $$$i$$$ исходит не более 2 ребер, иногда может исходить меньше, т.к. подобного $$$j$$$ может не найтись в массиве. Значит наш граф выглядит как компоненты из простых циклов и путей. Для такого графа можно конструктивно найти паросочетание, использовав любой из алгоритмов обхода графов за $$$O(n)$$$.

Теперь перейдем к полному решению: в нем у нас каждое число может встречаться сколько угодно раз, поэтому построим наш граф немного иначе: запомним тот же массив $$$cnt$$$ и оставим в массиве только различные числа, построим тот же граф и попытаемся применить решение для подгруппы 6. Главное отличие в том, что теперь у этих путей и циклов есть еще одно число на вершине $$$cnt$$$. По сути у нас есть операция для ребра уменьшить число на обоих его концах, такими операциями требуется сделать на всех концах значение 0.

В случае пути достаточно понять, что для конца этого пути есть число на нем $$$x$$$, тогда нужно взять единственное ребро с его концом ровно $$$x$$$ раз, тогда значение в этой вершине станет 0, а в другой $$$y - x$$$ и можно будет мысленно удалить данную вершину, после чего путь уменьшится на 1 и можно будет итеративно обработать весь путь. В случае если $$$y - x \lt 0$$$ или осталась одна вершина с ненулевым значением, то ответа не существует.

Теперь если мы рассматриваем цикл, то в нем можно зафиксировать любую вершину и выписать от нее в какую-либо сторону цикл. После чего можно перебрать сколько раз, первое ребро на цикле будет взято, после чего можно будет мысленно забыть про это ребро и мы вернемся к случаю с путем, но это работает долго, попробуем соптимизировать. Формально на цикле записаны по порядку числа $$$c_1, c_2, \ldots, c_k$$$, и мы перебираем такое $$$x \leq \min(c_1, c_k)$$$, после чего рассматриваем уже путь с записанными на нем числами $$$c_1 - x, c_2, \ldots, c_{k - 1}, c_k - x$$$. Тогда давайте посмотрим какие условия должны выполняться для пути, чтобы он был хорошим. $$$c_1 \leq c_2, c_2 - c_1 \leq c_3, c_3 - (c_2 - c_1) \leq c_4, c_4 - (c_3 - (c_3 - c_1)) \leq c_5\ldots$$$ и $$$c_k - (c_{k - 1} - (\ldots - (c_2 - c_1)) = 0$$$. Тогда если мы вставим сюда параметр $$$x$$$, получим, что для каждого четного $$$i$$$ будет какое-то уже константное выражение $$$-x$$$, а в случае нечетных наоборот $$$+x$$$, следовательно у нас накладываются $$$O(k)$$$ ограничений на $$$x$$$ сверху и снизу, обозначим их за $$$low, high$$$. Тогда достаточно взять любое $$$x$$$ из отрезка $$$[low, high]$$$, подходящее под последнее условие, которое также решается достаточно легко. Из проблем в реализации существует случай $$$2\cdot a_i = S$$$, но в данном решении оно обрабатывается достаточно просто.

Итоговую реализацию можно написать с помощью хеш-мап за $$$O(l_1 + l_2 + \ldots + l_m) = O(n)$$$ где $$$l_i$$$ размер $$$i$$$-й компоненты, что заходит на 100 баллов.