Description
Solution
- 先考虑判断一个数是否在数列(a)中。由于每次加的数是在([0,k))的范围内,所以个位不定,但除个以外的位可以任意取值。
- 考虑DP。记个位为第(1)位,设(g_{i,p,x,a})表示我们构造的数第(2sim i)位为0,第(isiminfty)位中最大的位值为(p),个位为(a),此时我们要将第(i)位刚好填到(x),个位变成了多少。
- 初值的话,可以暴力算出(iin[1,2])时的(g)。
- 不进位的转移显然。进位时,比如我们想算(g_{i+1,p,1,a})的值,它可以由(g_{i,k-1,1,a'})转移而来((a')表示我们在第(i)位填(k-1)次(1)后(a)会变成的数)。
- 然后做树形DP。如果我们沿着子树节点序列转移,那么实际上就是沿着dfs序转移,可以转移到(dfn[i])的范围是([dfn[fa[i]],dfn[i]))。
- 设(dp_{dfn[x],j,p,a})表示我们做到点(x),考虑到第(j)位(第(j)位放(d[x])),前面的位的最大值为(p),个位为(a)的合法方案数。初值显然是(dp_{1,j,d[1],g_{j,0,d[1],1}}=1)。
- 转移的话,一定是从(dp_{i',j,p,x})转移到(dp_{i,j-1,max(p,d),g_{j-1,p,d,x}}),其中(i'<i)。这个可用前缀和优化。
Code
#include <cstdio>
#include <cstring>
#define max(x,y) ((x)>(y)?(x):(y))
#define fo(i,a,b) for(int i=a;i<=b;i++)
using namespace std;
const int N=505,K=11,mo=998244353;
int n,k,g[N][K][K][K],u,d[N],x,y,ti,dfn[N],dp[N][N][K][K],ans;
bool e[N][N];
void P(int&x,int y) {x=(x+y)%mo;}
void dfs(int u,int fa)
{
if(!ti++)
fo(j,1,n)
{
int x=g[j][0][d[u]][1];
dp[ti][j][d[u]][x]=1;
}
else
fo(j,2,n) fo(p,0,k-1) fo(x,0,k-1)
{
int p1=max(p,d[u]), x1=g[j-1][p][d[u]][x];
if(~x1) P(dp[ti][j-1][p1][x1],(mo+dp[ti-1][j][p][x]-dp[dfn[fa]-1][j][p][x])%mo);
P(dp[ti][j-1][p][x],dp[ti-1][j-1][p][x]);
}
fo(x,d[u],k-1) P(ans,(mo+dp[ti][1][x][d[u]]-dp[ti-1][1][x][d[u]])%mo);
dfn[u]=ti;
fo(v,1,n) if(v^fa&&e[u][v]) dfs(v,u);
}
int main()
{
freopen("buried.in","r",stdin);
freopen("buried.out","w",stdout);
scanf("%d%d",&n,&k);
memset(g,-1,sizeof g);
fo(p,0,k-1)
{
g[1][p][0][0]=0;
fo(x,0,k-1)
if(p|x)
{
int y=x;
while(y<k)
{
g[1][p][y][x]=y;
y+=max(p,y);
}
g[2][p][1][x]=y-k;
}
}
fo(i,2,n)
fo(p,0,k-1)
fo(a,0,k-1)
{
g[i][p][0][a]=a;
if(!~(u=g[i][p][1][a])) continue;
fo(x,2,k-1) if(!~(u=g[i][p][x][a]=g[i][max(p,x-1)][1][u])) break;
if(~u) g[i+1][p][1][a]=g[i][k-1][1][u];
}
fo(i,1,n) scanf("%d",&d[i]);
fo(i,1,n-1) scanf("%d%d",&x,&y),e[x][y]=e[y][x]=1;
dfs(1,0);
printf("%d",ans);
}