显然答案可以理解为有(不是仅有)0对情况-1对情况+2对情况……

考虑这个怎么计算,先计算这t对情况的位置,有c(n-3t,t)种情况(可以理解为将这4个点缩为1个,然后再从中选t个位置),然后相当于在剩下n-4t的位置上摆上4种东西,且每种东西有数量限制(ai-t个)。

这个东西dp一下即可,用f[i][j]表示选了前i中东西,用了j个位置的方案数,则有转移$f[i][j]=\sum\limits_{ai-t\geq j-k\geq 0,j\geq 0}f[i-1][k]\cdot c(n-4t-k,n-4t-j)$,这样的时间复杂度是$o(n^{3})$(然后卡卡常就过去了,仅20s),无法通过。

显然发现可以用fft优化,具体操作将c(i,j)以j为第一维预处理,则第一维就不与k有关了,而第二位与fft的形式很像,只要注意删掉不合法的f状态(置为0)即可,总时间复杂度为$o(n^{2}log_{n})$

 1 #include<bits/stdc++.h>
2 using namespace std;
3 #define mod 998244353
4 int n,ans,a[11],c[1001][1001],f[11][1001];
5 int main(){
6 scanf("%d",&n);
7 for(int i=0;i<4;i++)scanf("%d",&a[i]);
8 for(int i=0;i<=n;i++)c[i][i]=c[i][0]=1;
9 for(int i=2;i<=n;i++)
10 for(int j=1;j<i;j++)c[i][j]=(c[i-1][j]+c[i-1][j-1])%mod;
11 for(int i=0;i<=n/4;i++){
12 memset(f,0,sizeof(f));
13 for(int j=0;j<=a[0]-i;j++)f[0][j]=c[n-4*i][j];
14 for(int j=1;j<4;j++)
15 for(int k=0;k<=n-4*i;k++)
16 for(int l=max(0,k-a[j]+i);l<=k;l++)
17 f[j][k]=(f[j][k]+1LL*f[j-1][l]*c[n-4*i-l][n-4*i-k])%mod;
18 ans=(ans+1LL*(1-i%2*2+mod)*f[3][n-4*i]%mod*c[n-3*i][i])%mod;
19 }
20 printf("%d",ans);
21 }

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