\(0.\) 前言

有一天 \(Au\) 爷讲期望都见到了此题,通过写题解来加深理解。

\(1.\) 题意

将初始为空的序列的末尾给定概率添加 \(a\) 或 \(b\),当至少有 \(k\) 对 \(ab\) 时停止(注意是“对”,中间可以间隔字符),求 \(ab\) 期望对数。

\(2.\) 思路

通过查看标签 通过阅读题面我们容易发现本题是一道期望 DP,但是本题的状态并不很容易想到,设 \(f[i][j]\) 表示前缀中有 \(i\) 个 \(a\),\(j\) 个 \(ab\) 停止后的期望个数,这样发现转移就容易了很多,不会被 \(a\) 和 \(b\) 纠缠不清,设 \(A = pa / (pa + pb)\),\(B = pb / (pa + pb)\),则有:

\[f[i][j] = A × f[i + 1][j] + B × f[i][j + 1]
\]

若 \(i + j ⩾ k\),则再加一个 \(b\) 就会结束,此时的期望 \(ab\) 数是:

\[i + j + pa / pb
\]

故终止状态为:

\[f[i][j] = i + j + pa / pb, i + j ⩾ k
\]

\(3.\) 解释

(本块主要针对 \(i + j + pa / pb\) 的推导,不感兴趣可以跳过)

我一直疑惑 \(i + j + pa / pb\) 如何得出。

解释一下,在前缀有了 \(i\) 个 \(a\),构成了 \(j\) 组 \(ab\) 的情况下,若 \(i + j ⩾ k\),这个状态的后继情况能是容易看到的:选 \(a\) ,然后继续抉择,或选 \(b\) ,就此停止。多选一个 \(a\),就意味着最后的 \(ab\) 串又多了一个。 那么得出无限和式:

\[{b \over pa+pb}×\sum_{a=0}^{∞}(i+j+a)×({pa \over pa+pb})^{a}
\]

接下来的证明部分参考一粒夸克的博客

首先是等差乘等比数列求和公式

\[(1):A=a+(a+p)×p+(a+2×b)×p^2+...+(a+n×b)×p^n
\]
\[(2):A×p=a×p+(a+b)×p^2+(a+2×b)×p^3+...+(a+n×b)×p^{n+1}
\]
\[(1)-(2):A×(1-p)=a+b×(p+p^2+p^3+...+p^n)-(a+n×b)p^{n+1}
\]
\[A×(1-p)=a+b×p×{1-p^n \over 1-p}-(a+n×b)×p^{n+1}
\]
\[A={a\over1-p}+b×{p-p^{n+1}\over(1-p)^2}-{(a+n×b)×p^{n+1}\over1-p}
\]

将公式代入无限和式

\[{pb \over pa+pb}×(\sum_{a=0}^{∞}(i+j+a)×({pa \over pa+pb})^{a})
\]
\[={pb\over pa+pb}×({i+j\over1-{pa\over pa+pb}}+{{pa \over pa+pb}-({pa \over pa+pb})^{∞+ 1} \over (1-{pa \over pa+pb})^2}-{(i+j+n)×({pa \over pa+pb})^{∞+1} \over1-{pa \over pa+pb}})
\]
\[={pb\over pa+pb}×({i+j \over {pb \over pa+pb}}+{{pa \over pa+pb}-({pa \over pa+pb})^{∞+ 1} \over ({pb \over pa+pb})^2}-{(i+j+n)×({pa \over pa+pb})^{∞+1} \over{pa \over pa+pb}})
\]
\[=i+j+{{pa \over pa+pb}-({pa \over pa+pb})^{∞+ 1} \over {pb \over pa+pb}}-(i+j+n)×({pa \over pa+pb})^{∞+ 1}
\]
\[=i+j+{{pa \over pa+pb}\over {pb \over pa+pb}}
\]
\[=i+j+{pa \over pb}
\]

(这么巨量\(\LaTeX\)我都打了,求赞)

\(4.\) 细节

  1. 由于 \(f[0][0]\) 会转移到自己,递归记忆化会死循环,从 \(f[1][0]\) 开始算,当序列前有一堆 \(b\) 的情况没有意义,可以跳到第一个 \(a\) 发生时开始算。初始状态选取 \(f[1][0]\)。
  2. 当 \(a\) 与 \(ab\) 的个数相加已经大于 \(k\) 了,这是就不关心有多少 \(a\) 了,只需要有一个 \(b\) 就可以结束了,这样可以把两维都控制在 \(O(k)\) 的复杂度

\(5.\) 代码

这是一份逆推实现的代码:

#include<map>
#include<cmath>
#include<queue>
#include<vector>
#include<cstdio>
#include<string>
#include<cstring>
#include<iostream>
#include<algorithm>
#define int long long
using namespace std; template<class T> inline void read(T &x){
x = 0; register char c = getchar(); register bool f = 0;
while(!isdigit(c)) f ^= c == '-', c = getchar();
while(isdigit(c)) x = x * 10 + c - '0', c = getchar();
if(f) x = -x;
} template<class T> inline void print(T x){
if(x < 0) putchar('-'), x = -x;
if(x > 9) print(x / 10);
putchar('0' + x % 10);
} const int N = 1010;
const int mod = 1e9 + 7;
int n, pa, pb, A, B, C;
int f[N][N]; inline int qpow(int a, int b){
int res = 1;
while(b){
if(b & 1) res = 1ll * res * a % mod;
a = 1ll * a * a % mod, b >>= 1;
}
return res;
} inline int work(int x){
return qpow(x, mod - 2);
} signed main(){
read(n), read(pa), read(pb);
A = 1ll * pa * work(pa + pb) % mod;
B = 1ll * pb * work(pa + pb) % mod;
C = 1ll * pa * work(pb) % mod;
for(int i = n; i >= 1; --i)
for(int j = n; j >= 0; --j){
if(i + j >= n) f[i][j] = (i + j + C) % mod;
else f[i][j] = (1ll * A * f[i + 1][j] % mod + 1ll * B * f[i][j + i] % mod) % mod;
}
print(f[1][0]), puts("");
return 0;
}

这是一份记搜实现的代码片段:

inline int dp(int i, int j){
if(i + j >= k) return (i + j + C) % mod;
if(~ f[i][j]) return f[i][j];
return (1ll * A * dp(i + 1, j) + 1ll * B * dp(i, j + i)) % mod;
}

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