• 洛谷 P5206: bzoj 5475: LOJ 2983: [WC2019] 数树


    一道技巧性非常强的计数题。

    题目传送门:洛谷P5206

    题意简述:

    给定 (n, y)

    一张图有 (|V| = n) 个点。对于两棵树 (T_1=G(V, E_1))(T_2=G(V, E_2)),定义这两棵树的权值 (F(E_1, E_2))(y)(G'=(V,E_1cap E_2)) 的连通块个数次方。

    (F(E_1, E_2) = y^{n - |E_1cap E_2|})(因为两棵树的边集的交必然是一个森林,而森林的连通块个数等于 (|V| - |E|))。

    (3) 类问题:

    1. (mathrm{op}=0),给定 (E_1, E_2),计算 (F(E_1, E_2))
    2. (mathrm{op}=1),给定 (E_1),计算 (displaystyle sum_{E_2} F(E_1, E_2))
    3. (mathrm{op}=2),计算 (displaystyle sum_{E_1} sum_{E_2} F(E_1, E_2))

    其中 (displaystyle sum_{E}) 的意义为枚举所有 (n^{n - 2}) 种不同形态的有标号无根树。

    其中 (nle 10^5)。答案对 (998,244,353) 取模。

    题解:

    在这里特别感谢 @rqy 的题解 [WC2019] 数树
    我对此题的理解以及代码实现的细节很大程度上借鉴了他的题解。

    对于 (y = 1)

    (y = 1) 时在后续讨论中有一些无意义的地方,这里先判掉。
    (y = 1)(F(E_1, E_2) = 1)

    (mathrm{op}=0) 时,只有 (1) 种方案,则答案为 (1)
    (mathrm{op}=1) 时,有 (n^{n-2}) 种方案,则答案为 (n^{n-2})
    (mathrm{op}=2) 时,有 (n^{2(n-2)}) 种方案,则答案为 (n^{2(n-2)})

    namespace Solver0 {
    	inline LL solve() {
    		if (op == 0) return 1;
    		if (op == 1) return qPow(N, N - 2);
    		if (op == 2) return qPow(N, 2 * (N - 2));
    		return 0;
    	}
    }
    

    对于 (mathrm{op} = 0)

    直接统计出有多少条边重合,随便用一个 std::set<std::pair<int,int> > 统计一下。

    namespace Solver1 {
    	typedef std::pair<int, int> pii;
    	std::set<pii> S;
    	
    	inline LL solve() {
    		for (int i = 1, x, y; i < N; ++i) {
    			scanf("%d%d", &x, &y);
    			if (x > y) std::swap(x, y);
    			S.insert(std::make_pair(x, y));
    		}
    		int cnt = N;
    		for (int i = 1, x, y; i < N; ++i) {
    			scanf("%d%d", &x, &y);
    			if (x > y) std::swap(x, y);
    			cnt -= S.count(std::make_pair(x, y));
    		}
    		return qPow(Y, cnt);
    	}
    }
    

    对于 (y e 1)(mathrm{op} = 1)

    给定 (E_1),对于每一种 (E_2),统计 (y^{n-|E_1cap E_2|})

    考虑枚举 (S=E_1cap E_2),则答案为:

    [egin{aligned}&sum_{E_2}F(E_1,E_2)\=&sum_{E_2}y^{n-|E_1cap E_2|}\=&sum_{S}y^{n-|S|}sum_{S=E_1cap E_2}end{aligned} ]

    后面这个不是很优美,我们容斥一下,希望变成 (Ssubseteq E_1cap E_2),即 (Ssubseteq E_1)(Ssubseteq E_2) 的形式:

    考虑一个容斥原理的式子:(displaystyle f(S)=sum_{Tsubseteq S}sum_{Psubseteq T}(-1)^{|T|-|P|}f(P))

    (S=E_1cap E_2)(f(S)=y^{n-|S|}),带进去一下,得到:

    [egin{aligned}&sum_{E_2}y^{n-|E_1cap E_2|}\=&sum_{E_2}sum_{Tsubseteq E_1cap E_2}sum_{Psubseteq T}(-1)^{|T|-|P|}y^{n-|P|}\=&sum_{Tsubseteq E_1}g(T)sum_{Psubseteq T}(-1)^{|T|-|P|}y^{n-|P|}\=&sum_{Tsubseteq E_1}g(T)y^{n-|T|}sum_{Psubseteq T}(-y)^{|T|-|P|}\=&sum_{Tsubseteq E_1}g(T)y^{n-|T|}sum_{k=0}^{|T|}inom{|T|}{k}1^{k}(-y)^{|T|-k}\=&sum_{Tsubseteq E_1}g(T)y^{n-|T|}(1-y)^{|T|}end{aligned} ]

    其中 (g(T)) 表示包含边集 (T) 的树个数。

    这里有一个定理,可以用 (mathrm{Prddot{u}fer}) 序列证明,也可以用 (mathrm{Matrix-Tree}) 定理证明:

    • 对于 (n) 个点的森林,假设有 (k) 个连通分量,每个连通分量的大小分别是 (a_i),则包含这个森林的树个数为 (displaystyle n^{k-2}prod_{i=1}^{k}a_i)

    再带入可得:

    [egin{aligned} &sum_{Tsubseteq E_1}g(T)y^{n-|T|}(1-y)^{|T|}\=&sum_{Tsubseteq E_1}y^{k}(1-y)^{n-k}n^{k-2}prod_{i=1}^{k}a_i\=&frac{(1-y)^n}{n^2}sum_{Tsubseteq E_1}prod_{i=1}^{k}frac{ny}{1-y}a_iend{aligned} ]

    即一个大小为 (a) 的连通分量为答案贡献一个乘积 (Ka),其中 (displaystyle K = frac{ny}{1-y})

    据此我们可以写出一个 (mathrm{DP}) 式子,用 (mathrm{f}[u][i]) 表示 (u) 的子树中,(u) 所在的连通分量大小为 (i) 的答案。

    (i) 所在的连通分量还未完整,所以不计入答案,而是存入状态,转类似于树上背包,转移比较显然,这种做法是 (mathrm{O}(n^2)) 的。

    我们可以考虑每个贡献的组合意义,大小为 (a_i) 的连通分量贡献相当于在这个连通分量中选取一个点产生 (K) 的乘积贡献。

    据此我们可以优化状态表示:(mathrm{f}[u][0/1]) 表示 (u) 的子树中,当前连通分量是否已经做出贡献,这里为了方便转移,当前连通分量如果已经做出贡献就计入答案。

    具体转移可以参考下面的代码。

    namespace Solver2 {
    	int h[MN], nxt[MN * 2], to[MN * 2], tot;
    	inline void ins(int x, int y) {
    		nxt[++tot] = h[x], to[tot] = y, h[x] = tot;
    	}
    	
    	LL K, f[MN], g[MN];
    	void DFS(int u, int fz) {
    		f[u] = 1, g[u] = K;
    		for (int i = h[u]; i; i = nxt[i]) if (to[i] != fz) {
    			DFS(to[i], u);
    			g[u] = (f[u] * g[to[i]] + g[u] * f[to[i]] + g[u] * g[to[i]]) % Mod;
    			f[u] = (f[u] * f[to[i]] + f[u] * g[to[i]]) % Mod;
    		}
    	}
    	
    	inline LL solve() {
    		for (int i = 1, x, y; i < N; ++i) {
    			scanf("%d%d", &x, &y);
    			ins(x, y), ins(y, x);
    		}
    		K = (LL)N * Y % Mod * qPow(1 - Y, Mod - 2) % Mod;
    		LL coef = qPow(1 - Y, N) * qPow(N, Mod - 3) % Mod;
    		DFS(1, 0);
    		return g[1] * coef % Mod;
    	}
    }
    

    对于 (y e 1)(mathrm{op} = 2)

    类似 (mathrm{op} = 1),我们可以写出下面的式子:

    [egin{aligned}&sum_{E_1}sum_{E_2}F(E_1,E_2)\=&sum_{E_1}sum_{E_2}y^{n-|E_1cap E_2|}\=&sum_{E_1}sum_{E_2}sum_{Tsubseteq E_1cap E_2}sum_{Psubseteq T}(-1)^{|T|-|P|}y^{n-|P|}\=&sum_{T}g^2(T)sum_{Psubseteq T}(-1)^{|T|-|P|}y^{n-|P|}\=&sum_{T}g^2(T)y^{n-|T|}sum_{Psubseteq T}(-1)^{|T|-|P|}y^{|T|-|P|}\=&sum_{T}g^2(T)y^{n-|T|}sum_{Psubseteq T}(-y)^{|T|-|P|}\=&sum_{T}g^2(T)y^{n-|T|}sum_{k=0}^{|T|}inom{|T|}{k}1^{k}(-y)^{|T|-k}\=&sum_{T}g^2(T)y^{n-|T|}(1-y)^{|T|}\=&sum_{T}y^{k}(1-y)^{n-k}n^{2(k-2)}prod_{i=1}^{k}a_i^2\=&frac{(1-y)^n}{n^4}sum_{T}prod_{i=1}^{k}frac{n^2y}{1-y}a_i^2end{aligned} ]

    此时我们换个角度考虑,与其考虑边集 (T),不如考虑每个连通分量。

    这里的每个连通分量是无序的,所以相当于 (n) 个有标号小球扔进 (k) 个无标号盒子,不允许空盒子。
    而一个装有 (a) 个球的盒子,每个生成树都会贡献 (displaystylefrac{n^2y}{1-y}a^2) 作为乘积。
    (a) 个点的生成树有 (a^{a-2}) 个,所以总共贡献 (displaystylefrac{n^2y}{1-y}a^a)

    对生成函数比较敏感的同学能够看出,总方案的指数型生成函数就是单个盒子的指数型生成函数的 (mathrm{Exp}),因为对应了集合与元素的关系。
    (displaystylemathrm{f}=left{frac{n^2y}{1-y}i^i ight}_{i=1}^{infty}) 对应的指数型生成函数 (displaystylemathrm{F}(x)=sum_{i=1}^{infty}frac{n^2y}{(1-y)i!}i^{i}x^{i})
    (mathrm{G}=e^{mathrm{F}}),则指数型生成函数 (mathrm{G}) 对应的序列的第 (n) 项便是所求答案,即答案为 (n!cdot [x^n]mathrm{G})

    如果你对生成函数比较不敏感,也可以推式子得到:
    对于有标号球有标号盒子记录贡献,可以使用指数型生成函数的幂次表示:
    (n) 个有标号球,(k) 个有标号盒子就是 ([x^n]mathrm{F}^k),但是这里盒子是无标号的,所以要除以 (k!)
    那么最终的答案是 (displaystylefrac{(1-y)^ncdot n!}{n^4}[x^n]sum_{k=1}^{n}frac{1}{k!}left(sum_{i=1}^{infty}frac{n^2y}{(1-y)cdot i!}i^ix^i ight)^k)
    根据 (e^x) 的泰勒展开公式,可以发现形式是完全相同的。

    那么直接套多项式 (mathrm{Exp}) 模板即可。

    #include <cstdio>
    #include <cstring>
    #include <algorithm>
    #include <set>
    
    typedef long long LL;
    const int MN = 100005;
    const LL Mod = 998244353;
    
    inline LL qPow(LL b, int e) {
    	LL a = 1;
    	for (; e; b = b * b % Mod, e >>= 1)
    		if (e & 1) a = a * b % Mod;
    	return a;
    }
    
    int N, op;
    LL Y;
    
    namespace Solver0 {
    	inline LL solve() {
    		if (op == 0) return 1;
    		if (op == 1) return qPow(N, N - 2);
    		if (op == 2) return qPow(N, 2 * (N - 2));
    		return 0;
    	}
    }
    
    namespace Solver1 {
    	typedef std::pair<int, int> pii;
    	std::set<pii> S;
    	
    	inline LL solve() {
    		for (int i = 1, x, y; i < N; ++i) {
    			scanf("%d%d", &x, &y);
    			if (x > y) std::swap(x, y);
    			S.insert(std::make_pair(x, y));
    		}
    		int cnt = N;
    		for (int i = 1, x, y; i < N; ++i) {
    			scanf("%d%d", &x, &y);
    			if (x > y) std::swap(x, y);
    			cnt -= S.count(std::make_pair(x, y));
    		}
    		return qPow(Y, cnt);
    	}
    }
    
    namespace Solver2 {
    	int h[MN], nxt[MN * 2], to[MN * 2], tot;
    	inline void ins(int x, int y) {
    		nxt[++tot] = h[x], to[tot] = y, h[x] = tot;
    	}
    	
    	LL K, f[MN], g[MN];
    	void DFS(int u, int fz) {
    		f[u] = 1, g[u] = K;
    		for (int i = h[u]; i; i = nxt[i]) if (to[i] != fz) {
    			DFS(to[i], u);
    			g[u] = (f[u] * g[to[i]] + g[u] * f[to[i]] + g[u] * g[to[i]]) % Mod;
    			f[u] = (f[u] * f[to[i]] + f[u] * g[to[i]]) % Mod;
    		}
    	}
    	
    	inline LL solve() {
    		for (int i = 1, x, y; i < N; ++i) {
    			scanf("%d%d", &x, &y);
    			ins(x, y), ins(y, x);
    		}
    		K = (LL)N * Y % Mod * qPow(1 - Y, Mod - 2) % Mod;
    		LL coef = qPow(1 - Y, N) * qPow(N, Mod - 3) % Mod;
    		DFS(1, 0);
    		return g[1] * coef % Mod;
    	}
    }
    
    namespace Solver3 {
    	const int MS = 1 << 19;
    	const int G = 3, iG = 332748118;
    	int Sz = 0, R[MS]; LL InvSz;
    	LL Inv[MS], Fac[MS], iFac[MS];
    	
    	inline void Init() {
    		Inv[1] = 1;
    		for (int i = 2; i < MS; ++i) Inv[i] = -(Mod / i) * Inv[Mod % i] % Mod;
    		Fac[0] = iFac[0] = 1;
    		for (int i = 1; i < MS; ++i) {
    			Fac[i] = Fac[i - 1] * i % Mod;
    			iFac[i] = iFac[i - 1] * Inv[i] % Mod;
    		}
    	}
    	
    	inline void InitFNTT(int n) {
    		int Bt = 0;
    		for (; 1 << Bt < n; ++Bt) ;
    		if ((1 << Bt) == Sz) return ;
    		Sz = 1 << Bt, InvSz = -(Mod - 1) / Sz;
    		for (int i = 1; i < Sz; ++i) R[i] = R[i >> 1] >> 1 | (i & 1) << (Bt - 1);
    	}
    	
    	inline void FNTT(LL *A, int Type) {
    		for (int i = 0; i < Sz; ++i) if (R[i] < i) std::swap(A[R[i]], A[i]);
    		for (int j = 1, j2 = 2; j < Sz; j <<= 1, j2 <<= 1) {
    			LL gn = qPow(~Type ? G : iG, (Mod - 1) / j2), g;
    			for (int i = 0, k; i < Sz; i += j2) {
    				for (k = 0, g = 1; k < j; ++k, g = g * gn % Mod) {
    					LL X = A[i + k], Y = g * A[i + j + k] % Mod;
    					A[i + k] = (X + Y) % Mod, A[i + j + k] = (X - Y) % Mod;
    				}
    			}
    		}
    		if (Type == -1) for (int i = 0; i < Sz; ++i) A[i] = A[i] * InvSz % Mod;
    	}
    	
    	inline void PolyInv(LL *A, int N, LL *B) {
    		B[0] = qPow(A[0], Mod - 2);
    		static LL tA[MS], tB[MS];
    		for (int L = 1; L < N; L <<= 1) {
    			int L2 = L << 1, L4 = L << 2;
    			InitFNTT(L4);
    			for (int i = 0; i < L2; ++i) tA[i] = A[i];
    			for (int i = L2; i < Sz; ++i) tA[i] = 0;
    			for (int i = 0; i < L; ++i) tB[i] = B[i];
    			for (int i = L; i < Sz; ++i) tB[i] = 0;
    			FNTT(tA, 1), FNTT(tB, 1);
    			for (int i = 0; i < Sz; ++i) tB[i] = (2 - tA[i] * tB[i]) % Mod * tB[i] % Mod;
    			FNTT(tB, -1);
    			for (int i = 0; i < L2; ++i) B[i] = tB[i];
    		}
    	}
    	
    	inline void PolyLn(LL *A, int N, LL *B) {
    		static LL tA[MS], tB[MS];
    		PolyInv(A, N, tB);
    		InitFNTT(N * 2);
    		for (int i = 1; i < N; ++i) tA[i - 1] = A[i] * i % Mod;
    		for (int i = N - 1; i < Sz; ++i) tA[i] = 0;
    		for (int i = N; i < Sz; ++i) tB[i] = 0;
    		FNTT(tA, 1), FNTT(tB, 1);
    		for (int i = 0; i < Sz; ++i) tA[i] = tA[i] * tB[i] % Mod;
    		FNTT(tA, -1);
    		B[0] = 0;
    		for (int i = 1; i < N; ++i) B[i] = tA[i - 1] * Inv[i] % Mod;
    	}
    	
    	inline void PolyExp(LL *A, int N, LL *B) {
    		B[0] = 1;
    		static LL tA[MS], tB[MS];
    		for (int L = 1; L < N; L <<= 1) {
    			int L2 = L << 1, L4 = L << 2;
    			PolyLn(B, L2, tA);
    			InitFNTT(L4);
    			for (int i = 0; i < L2; ++i) tA[i] = (!i + A[i] - tA[i]) % Mod;
    			for (int i = L2; i < Sz; ++i) tA[i] = 0;
    			for (int i = 0; i < L2; ++i) tB[i] = B[i];
    			for (int i = L2; i < Sz; ++i) tB[i] = 0;
    			FNTT(tA, 1), FNTT(tB, 1);
    			for (int i = 0; i < Sz; ++i) tA[i] = tA[i] * tB[i] % Mod;
    			FNTT(tA, -1);
    			for (int i = 0; i < L2; ++i) B[i] = tA[i];
    		}
    	}
    	
    	inline LL solve() {
    		Init();
    		LL K = (LL)N * N % Mod * Y % Mod * qPow(1 - Y, Mod - 2) % Mod;
    		LL coef = qPow(1 - Y, N) * qPow(N, Mod - 5) % Mod;
    		static LL A[MS], B[MS];
    		A[0] = 0;
    		for (int i = 1; i <= N; ++i) A[i] = K * qPow(i, i) % Mod * iFac[i] % Mod;
    		PolyExp(A, N + 1, B);
    		return coef * (B[N] * Fac[N] % Mod) % Mod;
    	}
    }
    
    int main() {
    	scanf("%d%lld%d", &N, &Y, &op);
    	if (Y == 1) printf("%lld
    ", Solver0::solve());
    	else if (op == 0) printf("%lld
    ", (Solver1::solve() + Mod) % Mod);
    	else if (op == 1) printf("%lld
    ", (Solver2::solve() + Mod) % Mod);
    	else if (op == 2) printf("%lld
    ", (Solver3::solve() + Mod) % Mod);
    	return 0;
    }
    
  • 相关阅读:
    在Linux下安装和使用MySQL
    vc动态装载动态库
    stl学习(转帖2)
    makefile
    详细的MySQL C API
    Excel INTO SQLSERVER
    Outlook2010中预览Word,Excel附件问题
    11gRAC ASM管理的数据文件丢失恢复
    ASM上控制文件损坏时的恢复
    使用NET USER增加一个超级管理 & 激活Windows 7 administrator
  • 原文地址:https://www.cnblogs.com/PinkRabbit/p/WC2019T1.html
Copyright © 2020-2023  润新知