——忘川风华录《青鸟衔风》
501 CF1882E2 Two Permutations (Hard Version)
想了很久不会,感觉 E1 纯误导。
先考虑一个环的情况,我们尝试更好地刻画操作:
在环上考虑操作,于是连续段之间先后关系并不会改变,我们可以维护一个“开头”,那么操作相当于将开头与当前操作位置 swap(开头只是占位符,表示序列从这里开始)。
将开头记作 \(0\),枚举最后 \(0\) 所在的位置就能确定最终序列的形态,每个置换环都容易贪心还原。
考虑两个环时只需想怎么将两个方案拼起来,一个显然的构造是若两个方案操作次数奇偶性相等,我们能在较短的方案后不断接 \(1,n,1,n\cdots\)。而手模发现在循环移位后,操作一定会改变逆序对数量的奇偶性,因此只需检查操作次数奇偶性相同的方案拼接即可。
复杂度 \(O(n^2)\)。
502 P9159 「GLR-R4」大暑
对于一种方案,我们考察一个交点的贡献,我们事实上可以任意指定 \(k\) 条入边与 \(k\) 条出边的配对关系,也就是说,如果其为 \(k\) 条线段的交点,会提供 \(k!\) 的系数。
一个暴力的想法是枚举 \(O(n^2)\) 个可能成为交点的位置,假设其可能被 \(t\) 条直线覆盖,那么这 \(t\) 条直线一定不共起点终点,于是可以使用二项式反演枚举方案中用了多少条并计算贡献:
\[\prod_{i=0}^ti!^{\sum_{j=i}^n{j\choose i}(-1)^{j-i}{t\choose j}(n-j)!} \]那么转化成两个问题:怎么求被 \(t\) 条直线覆盖的交点数量,以及怎么求后面的式子,先考虑前者:
注意若 \(t\geqslant 2\) 条直线能覆盖某一交点,那么这些直线对应第一排点与第二排点位置均为等差数列,而且左右不能再扩展,先忽略第二个条件,那么式子形如:
\[c_t=\sum_{t=1}^n\sum_{(t-1)u+1\leqslant n}\sum_{(t-1)v\leqslant n}[\gcd(u,v)=1](n-(t-1)u)(n-(t-1)v) \]莫反容易 \(O(n\log n)\) 求出。若考虑第二个条件,方案数可以使用容斥修正 \(d_t=c_t-2c_{t+1}+2c_{t+2}\),容易验证正确性。
回到上面的式子,指数上的部分看起来就像关于 \(i,j,t\) 的若干次卷积,我们枚举 \(i\) 并考虑求和所有 \(t\) 对指数的贡献,那么有:
\[\prod_{i=0}^ti!^{\sum_{t=i}^nd_t\sum_{j=i}^t{j\choose i}(-1)^{j-i}{t\choose j}(n-j)!} \]上面对 \(335544323-1=2\times 167772161\) 取模,使用 CRT 拆成对 \(2\) 与对 \(167772161\) 取模。前者由于 \((n-j)!\) 在,需要求和的项数不多,可以暴力;后者为 \(5\times 2^{25}+1\) 是 NTT 模数,原根为 \(3\),我们可以把上面的式子拆成两次差卷积 NTT 求解(\(t\rightarrow j,j\rightarrow i\))。
复杂度 \(O(n\log n)\)。
503 P9501 「RiOI-2」likely
和 P9537 [YsOI2023] CF1764B 的变换形式类似,我们也同样期待有类似的结果——
鸽一会儿。
504 P7278 纯洁憧憬 / loj#3397. 「2020-2021 集训队作业」春天,在积雪下结一成形,抽枝发芽 / nowcoder38727I Innocent longing
容斥成所有非平凡连续段长度小于 \(k\),并令 \(m\leftarrow k-1\)。
考察排列的析合树,那么限制无非——若根为析点,任意儿子大小不超过 \(m\);若根为合点,第一段与最后一段长度不小于 \(n-m\),自然地去根据根的类型分类进行 dp:
根为合点,不妨假设儿子连续段上升,最后乘二来统计下降的情况。于是其第一个儿子与最后一个儿子的限制无非:不存在连续的真前缀,这就可以直接容斥了:
\[g_n\leftarrow n!-\sum_{j<i}g_j(i-j)!\\G=P-G\cdot P=\frac{P}{1+P} \]其中 \(P(x)=\sum_{i\geqslant 1}i!x^i\)。
于是根为合点的方案数(\(\sum_{i,j\geqslant n-k,i+j\leqslant n}g_ig_j(n-i-j)!\))易在 \(O(n\log n)\) 内求得。
根为析点,即对于任意 \(n\),统计长为 \(n\) 的单排列(不存在非平凡连续段的排列)数量 \(f_n\),那么根为析点的答案即为 \((F-x-x^2)\circ Q\) 的第 \(n\) 项系数,其中 \(Q(x)=\sum_{i=1}^ki!x^i\)。
先尝试求出 \(f_n\),可以容斥减去根为合点,或是根儿子数量不足 \(n\) 的数量,那么有:
\[f_n\leftarrow n!4-2\sum_{j<i}g_j(i-j)!-\sum_{4\leqslant j<i}f_j[x^n]P^j(x)\\ (F-x-x^2)\circ P+2P\cdot\frac{P}{1+P}+x=P\\ F(P)-2P-P^2+\frac{2P^2}{1+P}+x=0\]记 \(R\) 为 \(P\) 的复合逆,带入 \(x=R\) 可得:
\[F(x)-2x-x^2+\frac{2x^2}{1+x}+R=0 \]那么我们只需计算 \(R\),注意到 ODE \(P=x+xP+x^2P'\),带入 \(x=R\) 得到:
\[x=R+R\cdot x+R^2(P'\circ R)\\x=(1+x)R+\frac{R^2}{R'}\\xR'=(1+x)RR'+R^2 \](\(P'\circ R=\frac{(P\circ R)'}{R'}=\frac{1}{R'}\),链式法则)
提取 \([x^n]\):
\[nr_n=\sum_{i=0}^{n-1}(i+1)r_{i+1}r_{n-i}+\sum_{i=1}^{n-1}ir_ir_{n-i}+\sum_{i=1}^{n-1}r_ir_{n-i}\\ -r_n=\sum_{i=1}^{n-2}(i+1)r_{i+1}r_{n-i}+\sum_{i=1}^{n-1}(i+1)r_ir_{n-i}\]可以使用分治 NTT 处理。
我们还需计算 \((F-x-x^2)\circ Q\),将 \(F\) 拆开,难点在于计算 \(S=R\circ Q\) 的第 \(n\) 项,我们在关于 \(R\) 的 ODE 中带入 \(x=Q\):
\[Q(R'\circ Q)=(1+Q)S(R'\circ Q)+S^2\\ \frac{QS'}{Q'}=\frac{(1+Q)SS'}{Q'}+S^2\]仍然使用分治 NTT 处理,细节懒得管了(x
计算 \((F-x-x^2)\circ Q\) 也可以直接拉反,问题变为计算 \(Q\) 的复合逆,也能用类似的方法解决。
复杂度 \(O(n\log^2 n)\),据出题人说可以全程使用半在线卷积做到 \(O(\frac{n\log^2 n}{\log\log n})\)。
505 P7857 「EZEC-9」Meltel
记有标号有根二叉树的 EGF 为 \(F(x)\),有标号有根树的 EGF 为 \(G(x)\),那么答案为(记 \(A(x)=\exp(G(x)-F(x))\)):
\[ans_s=[x^n](\frac{F^s(x)}{s!}\exp(G(x)-F(x))\\ \frac{s!}{n!}ans_s=F^s(x)A(x)\]我们写出 \(B(x)=x^sA(H(x))\)(记 \(H(x)\) 为 \(F(x)\) 的复合逆),那么可以施用扩展拉格朗日反演:
\[\frac {s!}{n!}ans_s=B(F(x))=\frac 1n[x^{n-1}]B'(x)(\frac{x}{H(x)})^n\\=\frac 1n[x^{n-1}](sx^{s-1}A(H(x))+x^s[A(H(x))]')(\frac{x}{H(x)})^n \]\(H(x)\) 易求,其为 \(\frac{x}{1+x+\frac {x^2}2}\),我们尝试求出 \(A(H(x))\)。
展开 \(A(H(x))=e^{G(H(x))-F(h(x))}=e^{G(H(x))-x}\),于是只需求得 \(G(H(x))\),将其带入有标号有根树的方程:
\[G(H(x))=H(x)e^{G(H(x))} \]牛顿迭代求解即可,复杂度 \(O(n\log n)\)。
标签:25,那么,frac,log,sum,circ,choose,71,2023 From: https://www.cnblogs.com/xiaoziyao/p/17726830.html