color
题意
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给定(p_1,p_2),要求(p_1)的倍数格子填红色,(p_2)的倍数格子填蓝色,既是(p_1)又是(p_2)倍数的格子颜色任选。求是否存在一种填法,满足忽略掉无色格子后不存在个连续(k)相同颜色的格子
(;)
比较水的一道题。
用(gcd(p_1,p_2))和贪心乱搞一通，用裴蜀定理证明，没了。
但是千万千万记得要特判(k=1)
时间复杂度：(O(T;log;p))
code
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<cstring>
using namespace std;
#define LL long long
LL a, b, k, T;
LL gcd(LL a,LL b)
{
if(b == 0) return a;
return gcd(b , a % b);
}
int main()
{
cin>>T;
while(T--)
{
scanf("%lld%lld%lld",&a,&b,&k);
if(k == 1)
{
puts("No");
continue;
}
if(a > b)swap(a,b);
LL g = gcd(a,b);
LL t = ((b - g) % a == 0) ? 0 : 1;
if((b - g) / a + t < k)puts("Yes");
else puts("No");
}
return 0;
}
(;)
(;)
sequence
(;)
题意
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给一个长度为(n)的序列(A_1,A_2,cdots,A_n.;)定义(f(l,r))为[l,r]中不同的数字个数.求
(sum_{l=1}^n sum_{r=l}^n f(l,r)^2)
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暴力
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直接枚举(l,r)，然后在(r)不断加(1)的同时，更新此时区间中数字种类个数
时间复杂度：(O(n^2))
期望得分：(50pts)
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(;)
正解
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直接求平方似乎不太好操作
(ecause f(l,r)^2=f(l,r)(f(l,r)-1)+f(l,r))
不妨设(F(n)=sum_{i=1}^n f(i,n);,;g(n)=sum_{i=1}^n f(i,n)(f(i,n)-1))
然后我们只需分别求(sum_{i=1}^n F(n),g(n))即可
关键是怎么求？
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(;)
现在给出一个思路：求(F(n)-F(n-1))与(g(n)-g(n-1))
而(F(n))中的每个区间只比(F(n-1))中的区间多了(a_n)
所以我们预处理出(last_n=j),(j<n)且(a_j=a_n)((j)是满足这个条件中最靠后的)
因此只有([last_n+1,n])为(l)端点的区间才会多出(a_r)这个新的数字，产生(1)的贡献，总共多产生了(n-last_n)的贡献
( herefore F(n)-F(n-1)=n-last_n)
而这个玩意相当于把([last_n+1,n])这段区间执行(+1)的操作
(;)
而求(g(n)-g(n-1))与(F)同理。
([last_n+1,n])为(l)端点的区间，多产生(1)的贡献。
因此：这些区间的(f(l,r)(f(l,r)-1)=>f(l,r)(f(l,r)+1))
(ecause f(l,r)(f(l,r)+1)-f(l,r)(f(l,r)-1)=2 imes f(l,r))
所以总共会增长：(2 imes sum_{i=last_n+1}^n f(i,r))
而：(sum_{i=last_n+1}^n f(i,r))实际是一个区间求和的操作
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区间执行(+1)，区间求和你想到了什么？
没错，就是线段树。
因此在枚举(r)（右端点）的过程中用线段树维护区间修改与和。
注意在修改与求和的顺序。
时间复杂度：(O(n;log;n))
期望得分：(100pts)
code
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<iostream>
#include<algorithm>
using namespace std;
const int N = 1000010, mod = 1000000007;
#define LL long long
#define F(i,a,b) for(int i=a;i<=b;i++)
#define ls(x) x<<1
#define rs(x) x<<1|1
int n, a[N], b[N], ap[N], last[N];
LL tree[N << 2], tag[N << 2], f[N], g[N], res1, res2;
inline void push_up(int root)
{
tree[root] = (tree[ls(root)] + tree[rs(root)]) % mod;
}
void build (int root, int l, int r)
{
if(l==r)
{
return;
}
int mid = (l + r) >> 1;
build(ls(root), l, mid);
build(rs(root), mid+1, r);
push_up(root);
}
inline void change(int root, int l, int r, LL k)
{
tag[root] = (tag[root] + k) % mod;
tree[root] = (tree[root] + (r-l+1) * k % mod) % mod;
}
void push_down(int root, int l, int r)
{
if(tag[root])
{
int mid = (l + r) >> 1;
change(ls(root), l, mid, tag[root]);
change(rs(root), mid+1, r, tag[root]);
}
tag[root] = 0;
}
void Update(int root, int L, int R, int l, int r, LL k)
{
if(l<=L&&R<=r)
{
change(root,L,R,k);
return;
}
push_down(root,L,R);
int mid = (L + R) >> 1;
if(l <= mid) Update(ls(root), L, mid, l, r, k);
if(r > mid) Update(rs(root), mid+1, R, l, r, k);
push_up(root);
}
LL Query(int root, int L, int R, int l, int r)
{
LL res = 0;
if(l<=L&&R<=r)
{
return tree[root];
}
push_down(root,L,R);
int mid = (L + R) >> 1;
if(l <= mid) res = (res + Query(ls(root), L, mid, l, r)) % mod;
if(r > mid) res = (res + Query(rs(root), mid+1, R, l, r)) % mod;
return res;
}
int main()
{
scanf("%d",&n);
F(i,1,n)
{
scanf("%d",&a[i]);
b[i]=a[i];
}
sort(b+1,b+n+1);
int m = unique(b+1,b+n+1) - b - 1;
F(i,1,n)
{
a[i] = lower_bound(b+1,b+m+1,a[i]) - b;
}
F(i,1,n)
{
last[i]=ap[a[i]];
ap[a[i]]=i;
}
build(1,1,n);
F(r,1,n)
{
f[r] = (f[r-1] + r - last[r]) % mod;
res1 = (res1 + f[r]) % mod;
g[r] = (g[r-1] + 2 * Query(1,1,n,last[r]+1,r)) % mod;
res2 = (res2 + g[r]) % mod;
Update(1,1,n,last[r]+1,r,1);
}
printf("%lld",(res1 + res2) % mod);
return 0;
}
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match
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题意
小 A 和小 B 正在玩一个游戏：有一棵包含 (n) 个点的有根树（点从 (1-n) 编号），它的根是(1) 号点，初始时两人各拥有 (m) 个点。游戏的每个回合两人都需要选出一个自己拥有且之前未被选过的点，若对手的点在自己的点的子树内，则该回合自己获胜；若自己的点在对方的点的子树内，该回合自己失败；其他情况视为平局。游戏共进行$ m$ 回合。
作为旁观者的你只想知道，在他们随机选点的情况下，第一次非平局回合出现时的回合数的期望值。
为了计算这个期望，你决定对于(k=0,1,2,cdots,m)，计算出非平局回合数为(k)的情况数。两种情况不同当且仅当存在一个小 A 拥有的点 (x)，小 B 在(x) 被小 A 选择的那个回合所选择的点不同。
由于情况总数可能很大，你只需要输出答案对(998244353)取模后的结果
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暴力
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枚举所有的可能性，对每种情况处理一下统计一下非平局的个数。
时间复杂度：(O(m!))
期望得分：(20pts)
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正解
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考虑树上DP
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设(f_{u,i})表示以(u)为根的子树中，有(i)对互为祖先与后代的关系的方案数。
状态转移？其实与各种树上DP的套路类似，考虑(u)与它的若干个子树(v)的关系
根据乘法原理，有：(f_{u,j+k}=f_{u,j} imes f_{v,k})
但注意：这里的转移不能直接拿(f)数组进行，而应先用一个(tmp)数组按上面的方程进行转移，再将其赋给(f)数组。
原因是我们要保证转移方程中的(f_{u,j})一定是(v)这个子树之前的方案数，并没算(v)这棵子树的贡献。而若直接用(f)数组进行转移，可能导致这里(f_{u,j})是加上了(v)这棵子树的结果。其实与01背包的倒序循环类似
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算u的贡献
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因为(u)能与它的子树内所有颜色不同的节点组成一对。所以设(cnt_{u,0/1})表示以(u)为根的0/1颜色的个数，设(color_u)表示(u)的颜色。
则与(u)不同颜色的节点有(cnt_{u,color_u ; xor ; 1})个。
因此我们可以得到转移方程：
(f_{u,i}=f_{u,i-1} imes (cnt_{u,color_u ; xor ; 1} - (i-1)))
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统计答案
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设(Ans_i)表示整棵树中有(i)对的方案数。则(Ans_i=f_{1,i} imes (m-i)!)。等价于选出那(i)对后，剩下的随便组合。
但这样并不正确，剩下的点对也有可能组成祖先与后代的关系。
于是我们发现，这其实是一个类似容斥原理的东西。
对于每个有(i)对的方案，在统计的时候，由于剩下的点也有可能组成点对，所以其实可能有(i+1,i+2,cdots,m)个点对。
所以我们要将它们减去。
而对于(i+1)个点对的每一种方案，都会被算(C_{i+1}^i)次，相当于从这些中挑出(i)对。
如此类比可得：对于任意的(j(j>i))要减去(C_j^i imes Ans_j) 次。
于是通过这样的操作，即可保证不会算重。
时间复杂度
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乍一看是(O(n^3))。但细细观察即可发现，我们在进行树上DP时，相当于是合并两颗子树中的点，只会在它们的LCA处作一次贡献。
所以是(O(n^2))
期望得分：(100pts)
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code
#include <cstdio>
#include <vector>
#include <cstring>
#include <iostream>
#include<algorithm>
using namespace std;
const int N = 5010, mod = 998244353;
int n, m, f[N][N], g[N], siz[N], cnt[N][2], fac[N], color[N], tmp[N];
int Invfac[N];
char str[N];
vector<int> G[N];
void Dfs(int u,int fa)
{
f[u][0] = 1;
for(int i=0;i<G[u].size();i++)
{
int v = G[u][i];
if(v == fa) continue;
Dfs(v,u);
for(int j=0;j<=siz[u]+siz[v];j++)tmp[j] = 0;
for(int j=0;j<=siz[u];j++)
{
for(int k=0;k<=siz[v];k++)
{
tmp[j + k] = (tmp[j + k] + 1LL * f[u][j] * f[v][k] % mod) % mod;
}
}
for(int j=0;j<=siz[u]+siz[v];j++)f[u][j] = tmp[j];
siz[u] += siz[v];
cnt[u][0] += cnt[v][0]; cnt[u][1] += cnt[v][1];
}
siz[u] ++;
cnt[u][color[u]] ++;
for(int j=siz[u];j;j--)
{
f[u][j] = (f[u][j] + 1LL * f[u][j - 1] * (cnt[u][color[u] ^ 1] - j + 1) % mod) % mod;
}
}
int ksm(int a,int b)
{
int res = 1;
while(b)
{
if(b & 1) res = 1LL * res * a % mod;
a = 1LL * a * a % mod;
b >>= 1;
}
return res;
}
int C(int n,int m)
{
return 1LL * fac[n] * Invfac[n - m] % mod * Invfac[m] % mod;
}
int main()
{
cin >> n >> str + 1;
m = n / 2;
for(int i=1;i<=n;i++)
{
color[i] = (str[i] == '0') ? 0 : 1;
}
for(int i=1;i<n;i++)
{
int u, v;
cin >> u >> v;
G[u].push_back(v); G[v].push_back(u);
}
Dfs(1,0);
fac[0] = 1;
for(int i=1;i<=n;i++)
{
fac[i] = 1LL * fac[i - 1] * i % mod;
}
Invfac[0] = 1;
for(int i=1;i<=n;i++)
{
Invfac[i] = 1LL * Invfac[i - 1] * ksm(i,mod - 2) % mod;
}
for(int i=0;i<=m;i++)
{
g[i] = 1LL * fac[m - i] * f[1][i] % mod;
}
for(int i=m;i>=0;i--)
{
for(int j=i+1;j<=m;j++)
{
g[i] = (g[i] - 1LL * C(j,i) * g[j] % mod + mod) % mod;
}
}
for(int i=0;i<=m;i++)printf("%d
",g[i]);
return 0;
}