51nod1667 概率好题
一个数,数据组数(T<=5)
对于每组数据 输入顺序为
k1 L1 R1...Lk1 Rk1
k2 L1 R1...Lk2 Rk2
(k1,k2<=8,1<=L<=R<=10^7)
甲胜、平局、乙胜的概率。
(显然这个概率是有理数,记为p/q,则输出答案为(p/q)%(1e9+7))(逆元)
1
1 1 2
1 1 4
125000001 250000002 625000005
数学问题 容斥
$[L_i,R_i]$的限制看上去很迷,不怎么好做。
如果能去掉下界的话,原问题似乎可以转化成容斥求方程解的个数的问题。
我们来试试去掉下界:
设前ki个集合为 $R_i - x_i$,后ki个集合为 $ L_i + x_i $
此时x的取值范围是 $[0,R_i - L_i]$
那么甲赢乙的情况需要满足的条件是:
$$\sum_{i=1}^{k_1} R_i-x_i > \sum_{j=1}^{k_2} L_j+y_j $$
$$\sum_{i=1}^{k_1} x_i + \sum_{j=1}^{k_2} y_j< \sum_{i=1}^{k_1} R_i -\sum_{j=1}^{k_2} L_j $$
我们惊喜地发现右边是常数,那么可以用组合数+容斥算方程解的个数辣
甲乙平手的情况,只需要把上面的大于换成等于号即可。
乙赢甲的情况,可以把上式取负计算解个数,也可以直接用总方案数减去前两问方案数。
总方案数当然就是所有的$R_i-L_i+1$的乘积
答案当然就是满足条件的方案数除以总方案数
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<cstring>
#include<queue>
#define LL long long
using namespace std;
const int mod=1e9+;
const int mxn=;
int read(){
int x=,f=;char ch=getchar();
while(ch<'' || ch>''){if(ch=='-')f=-;ch=getchar();}
while(ch>='' && ch<=''){x=x*-''+ch;ch=getchar();}
return x*f;
}
int ksm(int a,int k){
int res=;
while(k){
if(k&)res=(LL)res*a%mod;
a=(LL)a*a%mod;
k>>=;
}
return res;
}
int fac[mxn*],inv[mxn*];
void init(){
int ed=mxn*;
fac[]=fac[]=;inv[]=inv[]=;
for(int i=;i<ed;i++){
fac[i]=(LL)fac[i-]*i%mod;
inv[i]=((-mod/i*(LL)inv[mod%i]%mod)+mod)%mod;
}
return;
}
int C(int n,int m){
if(m>n || n<)return ;
// return (LL)fac[n]*inv[m]%mod*inv[n-m]%mod;
int res=;
for(int i=;i<=m;i++){
res=(LL)res*(n-m+i)%mod;
}
for(int i=;i<=m;i++){
res=(LL)res*ksm(i,mod-)%mod;
}
return res;
}
int ans1,ans2,ans3;//1 2 0
int n,smm,lower=;
int k1,k2,L[mxn],R[mxn];
void calc(int pos,int f,int x){
if(pos>n){
ans1=((LL)ans1+f*C(smm-x+n-,n))%mod;
// printf("%d %d\n",smm-x+n-1,n);
ans2=((LL)ans2+f*C(smm-x+n-,n-))%mod;
// printf("%d\n",ans1);
return;
}
calc(pos+,-f,x+R[pos]-L[pos]+);
calc(pos+,f,x);
return;
}
int main(){
int i,j;
// init();
int T=read();
while(T--){
ans1=ans2=ans3=;
lower=;smm=;
k1=read();
for(i=;i<=k1;i++){
L[i]=read();R[i]=read();
smm+=R[i];
}
k2=read();
for(i=;i<=k2;i++){
L[i+k1]=read();R[i+k1]=read();
smm-=L[i+k1];
}
n=k1+k2;
for(i=;i<=n;i++)lower=(LL)lower*(R[i]-L[i]+)%mod;
calc(,,);
int INV=ksm(lower,mod-);
ans3=((LL)lower-ans1-ans2)*INV%mod;
ans1=(LL)ans1*INV%mod;
ans2=(LL)ans2*INV%mod;
ans1=(ans1+mod)%mod;
ans2=(ans2+mod)%mod;
ans3=(ans3+mod)%mod;
printf("%d %d %d\n",ans1,ans2,ans3);
}
return ;
}
设前ki个集合为 $R_i - x_i$,后ki个集合为 $ L_i + x_i $此时x的取值范围是 $[0,R_i - L_i]$那么甲赢乙的情况需要满足的条件是:$$\sum_{i=1}^{k_1} R_i-x_i > \sum_{j=1}^{k_2} L_j+y_j $$$$\sum_{i=1}^{k_1} x_i + \sum_{j=1}^{k_2} y_j< \sum_{i=1}^{k_1} R_i -\sum_{j=1}^{k_2} L_j $$我们惊喜地发现右边是常数,那么可以用组合数+容斥算方程解的个数辣甲乙平手的情况,只需要把上面的大于换成等于号即可。乙赢甲的情况,可以把上式取负计算解个数,也可以直接用总方案数减去前两问方案数。总方案数当然就是所有的$R_i-L_i+1$的乘积
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