「LibreOJ β Round #7」匹配字串
阿新 • • 發佈:2021-09-05
一、題目
\(\tt loj\) 題目質量確實高,我要開始進軍 \(\tt loj\) 了。
二、解法
很容易寫出本題的 \(dp\) 方程,設 \(f[i]\) 表示考慮前 \(i\) 個位置合法,第 \(i\) 個位置是 \(0\) 的方案數:
\[f[i]=\sum_{j=n-m}^{n-1}f[j] \]這很顯然是個常係數齊次線性遞推,我們求出 \(x^n\bmod G(x)\) 的多項式 \(F(x)\),那麼答案是:
\[\sum_{i=0}^{m-1}2^iF_i \]因為 \(G(x)\) 的係數很規則,具體實現中可以不用多項式取模,卷積完之後直接倒序做差分即可。那麼時間複雜度 \(O(m\log n\log m)\)
我們還需要一種演算法能解決 \(m\) 較大的情況,設 \(s_n=\sum_{i=0}^n f_i\),那麼 \(s_n=2s_{n-1}-s_{n-m-1}\),他的組合意義是從 \(0\) 走到 \(n\),有 \(i\) 到 \(i+1\) 的權值為 \(2\) 的邊,有 \(i\) 到 \(i+m+1\) 的權值為 \(-1\) 的邊。定義一種路徑的權值為經過的所有邊的權值乘積,那麼答案是所有路徑的權值和,我們列舉 \(-1\) 邊的數量:
\[s_n=\sum_{i=0}^{\lfloor\frac{n}{m+1}\rfloor}(-1)^i2^{n-(m+1)i}{n-im\choose i} \]其中 \({n-im\choose i}\)
三、總結
思考 \(dp\) 的組合意義很重要,這個技巧我以前起了個名字叫考慮轉移路徑。
當獲得了一種很優秀的做法之後,可以考慮另一種做法來資料分治解決問題。
#include <cstdio> #include <iostream> using namespace std; const int M = 100005; const int MOD = 65537; #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,m,ans; //subtask1 int a[M],r[M],A[M],B[M],rev[M]; int qkpow(int a,int b) { int r=1; while(b>0) { if(b&1) r=r*a%MOD; a=a*a%MOD; b>>=1; } return r; } void NTT(int *a,int len,int op) { for(int i=0;i<len;i++) { rev[i]=(rev[i>>1]>>1)|((i&1)*(len/2)); if(i<rev[i]) swap(a[i],a[rev[i]]); } for(int s=2;s<=len;s<<=1) { int w=(op==1)?qkpow(3,(MOD-1)/s):qkpow(3,(MOD-1)-(MOD-1)/s); for(int i=0,t=s/2;i<len;i+=s) for(int j=0,x=1;j<t;j++,x=x*w%MOD) { int fo=a[i+j],fe=a[i+j+t]; a[i+j]=(fo+x*fe)%MOD; a[i+j+t]=((fo-x*fe)%MOD+MOD)%MOD; } } if(op==1) return ; int inv=qkpow(len,MOD-2); for(int i=0;i<len;i++) a[i]=a[i]*inv%MOD; } void mul(int *a,int *b,int *c) { int len=1; while(len<2*m) len<<=1; for(int i=0;i<len;i++) A[i]=0; for(int i=0;i<len;i++) B[i]=0; for(int i=0;i<m;i++) A[i]=a[i]; for(int i=0;i<m;i++) B[i]=b[i]; NTT(A,len,1);NTT(B,len,1); for(int i=0;i<len;i++) A[i]=A[i]*B[i]%MOD; NTT(A,len,-1); for(int i=0;i<len;i++) B[i]=0; for(int i=2*m-2;i>=m;i--) { B[i]=(B[i]+B[i+1])%MOD; A[i]=(A[i]+B[i])%MOD; B[i-1]=(B[i-1]+A[i])%MOD; if(i>m) B[i-1-m]=(B[i-1-m]-A[i]+MOD)%MOD; } for(int i=m-1;i>=0;i--) { B[i]=(B[i]+B[i+1])%MOD; c[i]=(A[i]+B[i])%MOD; } } void work1() { if(m==1) { puts("1"); return ; } a[1]=1;r[0]=1; while(n>0) { if(n&1) mul(r,a,r); mul(a,a,a); n>>=1; }//x^n for(int i=0,pw=1;i<m;i++,pw=pw*2%MOD) ans=(ans+pw*r[i])%MOD; printf("%lld\n",ans); } //subtask2 int fac[M],inv[M]; void init(int n) { fac[0]=inv[0]=inv[1]=1; for(int i=2;i<=n;i++) inv[i]=inv[MOD%i]*(MOD-MOD/i)%MOD; for(int i=1;i<=n;i++) inv[i]=inv[i]*inv[i-1]%MOD; for(int i=1;i<=n;i++) fac[i]=fac[i-1]*i%MOD; } int C(int n,int m) { if(n<m || m<0) return 0; return fac[n]*inv[m]%MOD*inv[n-m]%MOD; } int lucas(int n,int m) { if(n<=m) return n==m; return lucas(n/MOD,m/MOD)*C(n%MOD,m%MOD)%MOD; } int work2(int n) { init(MOD-1); int ans=0,fl=1,pw=qkpow(2,n),iv=qkpow(inv[2],m+1); for(int i=0;i<=n/(m+1);i++) { ans=(ans+fl*pw%MOD*lucas(n-i*m,i))%MOD; pw=pw*iv%MOD;fl=MOD-fl; } return ans; } signed main() { n=read();m=read(); if(m<1<<15) work1(); else { init(MOD-1); printf("%lld\n",(work2(n+1)-work2(n)+MOD)%MOD); } }