[NOIP 2020] 微信步數
阿新 • • 發佈:2020-12-19
一、題目
二、題目
首先感謝一下這位大佬的部落格,雖然我看不懂您的講解,但是還是讀得懂程式碼的
思路是 \(\tt jys\) 給我講明白的,首先我們可以感覺到快速計算它肯定和矩形有關係,也就是滿足某種條件的情況一定在某個矩形中,雖然很抽象,但是我們能大概感覺到這道題的核心思路是 乘法原理
要求的是步數,其實相當於方案數加權,在它不太好算的情況下我們來考慮算方案數。我們記錄某一維已經走過的步往左最多走了 \(l\)(是負數),往右最多走了 \(r\) ,那麼一維暫時不會走出去的位置數量可以表示成可以表示成 \(m[i]=w[i]-r[i]+l[i]\),那麼這種情況下不會走出去的方案數是:
其中 \(dt[i]\) 是第 \(i\) 維經過一輪的變化量,\(lim\) 是一個上界表示走了 \(lim\) 輪以後再走就出去了,所以只能夠列舉到它,現實告訴我們不能列舉輪數,所以必須要優化。從多項式的角度看,我們把輪數當前自變數去推他的多項式
\[\sum_{i=0}^k dp[i]\times\sum_{t=0}^{lim} t^i \]\(dp[i]\) 就是把所有 \(-dt[i]\times t+m[i]\) 乘起來得到的多項式係數,我們把 \(t\) 看作了自變數,但是係數是一定的
[TJOI]教科書般的褻瀆
就會找到一堆方法,我推薦 \(yyb\) 這種用第二類斯特林數的做法(省選不是考爛了):不會點此看 。這樣就很舒服了,算這個方案數是 \(O(k^2)\) 的嗯。
然後我們列舉是第 \(i\) 步走了出去,可以用差分,也就是第 \(i-1\) 步沒有走出去的方案數減去第 \(i\) 步走出去的方案數,再乘上 \(i\) 就是消耗的步數。
但是還沒有考慮大輪的貢獻啊,考慮上面我們的計算方式,其本質是字首和,在第 \(i\) 輪走出去的方案數會在 \(t\in [0,i)\)
\(\tt Unfortunately,\) 第一輪之內是需要單獨討論的,但只是增加了實現的難度,對整體演算法影響不大,時間複雜度 \(O(nk^2)\)
#include <cstdio>
#include <iostream>
using namespace std;
const int M = 15;
const int N = 500005;
const int MOD = 1e9+7;
#define int long long
int read()
{
int x=0,f=1;char c;
while((c=getchar())<'0' || c>'9') {if(c=='-') f=-1;}
while(c>='0' && c<='9') {x=(x<<3)+(x<<1)+(c^48);c=getchar();}
return x*f;
}
int n,k,inv[M],s[M][M],w[M],a[M],dt[M];
int ans,c[N],d[N],l[M],r[M],z[M];
int Abs(int x)
{
if(x>0) return x;
return -x;
}
int walk(int x,int y)//x維上走一步
{
z[x]+=y;
if(l[x]>z[x] || r[x]<z[x])
{
l[x]=min(l[x],z[x]);
r[x]=max(r[x],z[x]);
return 1;
}
return 0;
}
void init(int k)
{
s[0][0]=inv[0]=inv[1]=1;
for(int i=1;i<=k;i++)//第二類斯特林數
for(int j=1;j<=k;j++)
s[i][j]=(s[i-1][j-1]+s[i-1][j]*j)%MOD;
for(int i=2;i<=k+1;i++)
inv[i]=(MOD-MOD/i)*inv[MOD%i]%MOD;
}
int cal(int k,int n)//這裡的n其實是開區間
{
int sum=0,C=1;
for(int i=0;i<=k;i++)//C(n,i+1)*i!*s[k][i]
{
C=C*max(0ll,n-i)%MOD;
sum=(sum+C*inv[i+1]%MOD*s[k][i])%MOD;
}
return sum;
}
int work()
{
int lim=MOD,res=0;
for(int i=1;i<=k;i++)
if(dt[i]) lim=min(lim,(a[i]+dt[i]-1)/dt[i]);
int dp[M]={1};
for(int i=1;i<=k;i++)//暴力多項式乘法
for(int j=i;j>=0;j--)
{
dp[j+1]=(dp[j+1]-dt[i]*dp[j])%MOD;
dp[j]=dp[j]*a[i]%MOD;
}
for(int i=0;i<=k;i++)
res=(res+dp[i]*cal(i,lim))%MOD;
return res;
}
signed main()
{
n=read();k=read();
init(k);
for(int i=1;i<=k;i++)
w[i]=read();
for(int i=1;i<=n;i++)
{
c[i]=read();d[i]=read();
if(walk(c[i],d[i]) && r[c[i]]-l[c[i]]<=w[c[i]])
//第二個判斷很重要,因為要保證可能在這一步走出去
{
int x=1;
for(int j=1;j<=k;j++)
if(j!=c[i])
x=(x*max(0ll,w[j]-r[j]+l[j]))%MOD;
ans=(ans+i*x)%MOD;//要在這裡走出去只有一種選擇
}
}
int fl=1;
for(int i=1;i<=k;i++)
{
fl&=(z[i]==0);
dt[i]=Abs(z[i]);//別忘了
}
if(fl==1)
{
for(int i=1;i<=k;i++)
fl|=(r[i]-l[i]>=w[i]);
if(fl) puts("-1");
else printf("%lld\n",ans);
return 0;
}
for(int i=1;i<=k;i++)
a[i]=max(0ll,w[i]-r[i]+l[i]);
ans=(ans+n*work())%MOD;//第一部分貢獻
for(int i=1;i<=n;i++)//第二部分貢獻
if(walk(c[i],d[i]) && r[c[i]]-l[c[i]]<=w[c[i]])
{
fl=1;
for(int j=1;j<=k;j++)
if(j!=c[i])
fl&=(w[j]-r[j]+l[j]>0);
if(!fl) continue;
for(int j=0;j<k;j++)
if(j!=c[i]) a[j]=max(0ll,w[j]-r[j]+l[j]);
a[c[i]]=w[c[i]]-r[c[i]]+l[c[i]]+1;//差分差分
ans=(ans+i*work())%MOD;
a[c[i]]=w[c[i]]-r[c[i]]+l[c[i]];
ans=(ans-i*work())%MOD;
}
printf("%lld\n",(ans+MOD)%MOD);
}