又是求异或和的和的常见套路——按位计算，即计算二进制中每一位的贡献。

需要注意的是，题目要求的不仅要区间长度在[L,R],而且区间长度必须是偶数（因为这个debug了好久qwq）

我们先来简化下题目。

我们假设只考虑一个二进制位x，并且区间长度也可以为奇数，那么这个怎么做呢？

很简单，我们为了方便处理，先做个前缀和，表示，前i个数字中，二进制第x位为1的数字的个数。

然后，我们就来统计答案，为了好计算，我们肯定要先固定区间的一个端点，于是，我们先枚举左端点l,那么，明显的，对答案有贡献的只有第x位为1的个数是奇数的区间，每个这样的区间都会产生贡献的贡献，那么，我们统计有几个这样的区间就行了。

注意到，因为左端点固定，所以一个区间中，第x位为1的数字的个数即是(i为任意一个满足条件的右端点)

因为l是确定的，所以的奇偶性也是确定的，那么，我们只需要统计所有满足条件的右端点i中，的奇偶性和相反的个数即可。

那么，我们开个辅助数组表示前i个数字中，为偶/奇的个数，那么，只要我们预处理好和这两个数组，我们就可以直接计算出左端点确定时，对答案有贡献的右端点的数量，这个数量再乘单个的贡献，即为只考虑一个x位时的答案。

这样，就完成了。

那么，现在来加强下，我们再令区间长度必须为偶数，这个怎么办呢？

还是同样的方法，我们确定了左端点，那么，对于一个区间长度的奇偶性合法的右端点i来说,i+2,i+4...也是合法的，于是，我们将原序列奇偶分割，即，我们统计cnt的时候(sum就不用了，sum必须保持值正确)，只用i-2去更新i，这样，奇偶性合法的就在一起被统计到了（注意特判1）

然后，计算的时候，由于又要区间长度为[L,R]，所以我们再修改下左右端点，使其从合法的位置开始即可~

然后，再把每个二进制位都计算出来，就是最终答案了

代码：

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=1e5+1,mod=1e9+7;
int a[N];
int sum[N][30],cnt[N][30][2];
int main(){
    //普通套路——按位计算
    int n,l,r;
    scanf("%d%d%d",&n,&l,&r);
    for(int i=1;i<=n;++i){
        scanf("%d",&a[i]);
        for(int j=29;~j;--j){
            sum[i][j]=sum[i-1][j]+((a[i]>>j)&1);
            if(i!=1){
                cnt[i][j][0]=cnt[i-2][j][0],cnt[i][j][1]=cnt[i-2][j][1];
            }
            ++cnt[i][j][(sum[i][j]&1)];
        }
    }
    int ans=0;
    for(int i=1;i<=n;++i){//枚举左端点
        int L=i+l-1,R=min(n,i+r-1);
        //i-(L-R)
        if((R-i+1)&1){
            --R;
        }
        if((L-i+1)&1){
            ++L;
        }
        if(L>R)continue;
        for(int j=29;~j;--j){
            //只有个数为奇数的有影响
            //那么找到个数为奇数/偶数的前缀区间个数
            //还要满足区间长度为偶数
            int v=((sum[i-1][j]&1)^1);
            int tot=cnt[R][j][v];
            if(L!=1){
                tot-=cnt[L-2][j][v];
            }
            ans+=(1LL*(1LL<<j)*tot)%mod;ans%=mod;
        }
    }
    printf("%d",ans);
    return 0;
}