题意
有一张 \(n\) 个点的有向完全图，边 \(i \to j\) 有 \(p_{i,j}\) 的概率出现（\(p_{i,i}=1\)）。你要从 \(1\) 开始，每天可以走一条出边或留在原地，求最优策略下走到 \(n\) 的期望天数。输出小数（不取模）。
\(n \le 10^3\)
思路
设 \(f(i)\) 表示从 \(i\) 走到 \(n\) 的期望天数，那么答案就是 \(f(1)\)。接下来考虑怎么计算 \(f\)。
首先考虑怎么转移 \(f\)。
考虑当前我们在 \(i\)，下一步要去 \(j(1\le j\le n)\)（\(j\) 可以等于 \(i\)）。因为要算最优方案，所以当我们选择去 \(j\) 的时候，一定满足所有优于 \(j\) 的点都没有边。
现在就可以把方程写出来了：
但是这个式子需要依赖已经计算好的 \(f\)，所以还是没法做。
我们观察发现，由于 \(p_{i,i}=1\)，所以对于所有满足 \(f(j)>f(i)\) 的 \(j\)，后面的那个 \(\prod_{1\le k\le n}^{f(k)<f(j)}(1-p_{i,k})\) 一定会包含 \(k=i\) 的一项，也就是 \(1-p_{i,i}=0\)。换句话说，这样的 \(j\) 一定对 \(i\) 没有贡献。
其实还有另一种解释，因为我们总是可以原地停留的，所以我们不可能从 \(f\) 较小的走向 \(f\) 较大的，这样明显不如原地停留优秀。
所以，\(f\) 总是会从较小的往较大的转移。也就是说，把原地停留的情况移项过后，\(f\) 的转移就是一个 DAG。
先把移项过后的式子写出来：
\[f(i)=\frac{1+\sum_{1\le j\le n}^{f(j)<f(i)} f(j)p_{i,j}\prod_{1\le k\le n}^{f(k)<f(j)}(1-p_{i,k})}{1-\sum_{1\le j\le n}^{f(j)<f(i)}(1-p_{i,j})} \]现在考虑怎么找出 DAG 的形态。
首先 \(f(n)=0\) 肯定是最小的 \(f\)。然后我们用 \(f(n)\) 去转移其它的点（也就是作为式子里的 \(j\)）。这个时候每个点都有一个当前的 \(f\)（仅考虑 \(u \to n\) 的边计算得来的 \(f\)）了。我们把当前的 \(f\) 记为 \(f'\)。
考虑这些 \(f'\) 中最小的那一个，假设是 \(f'(i)\)。可以证明，此时 \(f(i)=f'(i)\)（证明在下面）。所以这时我们就算出了 \(f(i)\)。然后继续用 \(f(i)\) 去转移其它的点，然后再在剩下的点里面找出当前 \(f\) 最小的，假设是 \(f''(k)\)。按照类似的证明我们知道 \(f''(k)=f(k)\)。以此类推，就可以找出 DAG 形态并算出答案了。总复杂度 \(O(n^2)\)。
现在我们证明 \(f(i)=f'(i)\)。（对于其它的也类似）
首先发现一个性质，对于任意时刻的 \(f'\) 来说（不只是最终答案的 \(f\)），如果用 \(f'(j)\) 转移到 \(f'(i)\)，那么一定满足 \(f'(i)\ge f'(j)\)。因为我们是从 \(i\) 走到 \(j\) 的，那 \(i\) 的步数肯定要多一步，所以不可能比 \(j\) 小。严谨证明就是如果 \('(j) \ge f'(i)\)，那么可以继续用 \(i\) 去转移到 \(j\)，这样 \(f'(i)\) 和 \(f'(j)\) 就会要么越来越小，要么相等。如果相等那么结论得证；如果越来越小那么显然矛盾。
然后就很简单了，因为 \(f'(i)\) 是除 \(f(n)\)（或者那些已经转移过其它点的点）以外最小的，而比 \(f'(i)\) 小的已经转移到 \(i\) 过了，所以不可能有其它的点转移到 \(i\) 使 \(f'(i)\) 更小了。如果让 \(f'(i)\) 更大显然是不优的，所以 \(f'(i) = f(i)\)。
代码
代码其实很好写。
代码
#include <bits/stdc++.h>
const int N = 1e3 + 5;
int n;
double p[N][N];
double f[N], g[N], h[N];
bool done[N];
void trans(int j, int i) { g[i] += p[i][j] * f[j] * h[i], h[i] *= 1 - p[i][j], f[i] = g[i] / (1 - h[i]); }
int main() {
scanf("%d", &n);
for(int i = 1; i <= n; i++) for(int j = 1; j <= n; j++) { int x; scanf("%d", &x); p[i][j] = x / 100.0; }
for(int i = 1; i <= n; i++) f[i] = g[i] = h[i] = 1;
done[n] = true, f[n] = 0;
for(int i = 1; i <= n; i++) if(!done[i]) trans(n, i);
for(int _ = 2; _ <= n; _++) {
int now = 0;
double val = 1e18;
for(int i = 1; i <= n; i++) if(!done[i] && f[i] < val) now = i, val = f[i];
done[now] = true;
for(int i = 1; i <= n; i++) if(!done[i]) trans(now, i);
}
printf("%.6lf\n", f[1]);
return 0;
}
参考资料
https://www.luogu.com.cn/blog/SDNetFriend/solution-cf605e
https://www.luogu.com.cn/blog/LCA/solution-cf605e
https://www.luogu.com.cn/blog/user33243/solution-cf605e
https://codeforces.com/blog/entry/22019