题目传送门

  传送门I

  传送门II

题目大意

  给定一个$n\times m$的网格,每个格子上要么填$1$,要么填$-1$,有$k$个位置上的数是已经填好的,其他位置都是空的。问有多少种填法使得任意一行或一列上的数的乘积为$-1$.

  $1 \leqslant n, m \leqslant 10^{3}$,$1 \leqslant k < \max (n, m)$。

  $k$的范围醒目。那么意味着至少存在一行或者一列为空。

  假设空的是一行。那么剩下的行只需要满足那一行的乘积为$-1$,而空的这一行对应一种唯一的填法。

  可以计算出,空行补数后的乘积为$(-1)^{m}\times (-1)^{n - 1}$,即$(-1)^{m + n - 1}$。

  所以特判$m. n$奇偶性不同的时候无解。然后就可以将每一行单独计算。

  每一行中,要么只填奇数个$-1$,要么只填偶数个$-1$。这样就可以$O(nm)$的时间内解决这道题目。

  但是这不能满足装逼爱好者的欲望。明明这东西可以做到O(n)。

定理1 当$n > 0$时,满足$\sum_{k = 0}^{n}[2 \mid k]C_{n}^{k} = \sum_{k = 0} ^{n}[2 \nmid k]C_{n}^{k} = 2^{n - 1}$。

  证明 当$n$为奇数时,根据式子$C_{n}^{k} = C_{n}^{n - k}$易证。

  当$n$为偶数时,根据杨辉恒等式$C_{n}^{k} = C_{n - 1}^{k - 1} + C_{n - 1}^{k}$可得偶数位的和等于第$n - 1$层的和。

  根据杨辉三角的性质,我们知道第$n - 1$层的和是$2^{n - 1}$,第$n$层的和是$2^{n}$。

  所以第$n$层奇数位的和是$2^{n} - 2^{n - 1} = 2^{n - 1}$。

  因此定理得证。

  然后预处理2的幂,就可以做到$O(n)$了。

  (另外提一句,即使没有 $k$ 那个限制,可以做到 $O(n + k)$)

Code

 /**
* Codeforces
* Problem#40E
* Accepted
* Time: 60ms
* Memory: 2160k
*/
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef bool boolean; const int N = ; int n, m, k, p;
boolean aflag;
int pow2[N];
int cnt[N], pro[N]; inline void init() {
scanf("%d%d", &n, &m);
scanf("%d", &k);
if (n < m) swap(n, m), aflag = true;
fill(pro + , pro + n + , );
for (int i = , u, v, x; i <= k; i++) {
scanf("%d%d%d", &u, &v, &x);
if (aflag) swap(u, v);
cnt[u]++, pro[u] *= x;
}
scanf("%d", &p);
} inline void solve() {
if ((n & ) != (m & )) {
puts("");
return;
} pow2[] = ;
for (int i = ; i <= n; i++)
pow2[i] = (pow2[i - ] << ) % p; for (int i = ; i < n; i++)
if (!cnt[i]) {
swap(cnt[i], cnt[n]);
swap(pro[i], pro[n]);
break;
} int ans = ;
for (int i = ; i < n && ans; i++) {
if (cnt[i] == m) {
if (pro[i] == )
ans = ;
} else
ans = ans * 1ll * pow2[m - cnt[i] - ] % p;
}
printf("%d\n", ans);
} int main() {
init();
solve();
return ;
}

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