2019.7.27 NOIP模拟测试9 反思总结

先来整理题目

T1题目大意：给出n个数字和一个质数作为模数，一个变量x初始值为1。进行m次操作，每次让x随机乘上n个数中的一个，问m次操作以后x的期望值。

答案一定可以用分数表示，输出分子乘分母逆元的值。

数学一直不好，期望这块更是似懂非懂。上来看了一眼数据范围和测试点提示，写了两行骗分走了。

其实这个骗分我没看全也没理解对，阴差阳错碰对了一个点。正解是原根把矩阵乘法转化成加法，循环矩阵快速幂。【当然没有搞懂，之后去翻别人的博客学习】

留个坑。

T2题目大意：给出一棵边权为1的树，每个点有一个权值记作a[i]。对于一个点，其他每个点到这个点的距离乘上那个点的a[i]再求和，记作这个点的重要程度b[i]。

给出全部点的a[i]或者全部点的b[i]，求出没给出的a[i]或b[i]。

对于给出a[i]求b[i]：一眼换根DP，切了。

然后出分一看快乐爆零。后来研究研究代码，换根的式子推错了。【后来改的时候又错了一次】

对于给出b[i]求a[i]：一眼高斯消元，但是其实我没写过高斯消元，折腾了半天放弃调试滚去T3了。

后来了解到求a[i]正解不是高斯消元。考虑每两个相邻b[i],b[j]之间的差别，会发现以它们为分界，对于b[i]一边的点贡献多1，对于b[j]另一边的点贡献多1。

尝试用b[i]减去它父亲的b[fa[i]]。先看b[i]为根的子树的a[i]之和siz[i]，siz[i]对于b[i]的贡献比对于b[fa[i]]的贡献少1。而看全部a[i]之和sum扣去siz[i]的这一部分，对于b[i]的贡献比对于b[fa[i]]的贡献多1。那么b[i]-b[fa[i]]=-siz[i]+(sum-siz[i])=sum-2*siz[i]。

这样能够对于每一个非根节点列出n-1个式子。那么对于我们选定的根节点【这里设为1】，发现b[1]=siz[2]+siz[3]+siz[4]+...+siz[n]。b[1]中有2-n所有的siz[i]，而之前我们列出的n-1个式子里面各有一个siz[i]。

那么把所有b[i]-b[fa[i]]加起来，再加上b[1]*2，就是全部a[i]之和sum。

得到sum以后我们可以考虑从根一路跑到叶节点，把sum代入回式子能得到每一个siz[i]，发现叶节点的siz[i]就是a[i]。然后向上处理，用当前节点的siz减去儿子的siz，最后得到的就是a。对于根节点，它没有siz，但是sum1减去所有的siz就是a[1]，也可以在同一个dfs里面特判一下解决。

代码：

#include<iostream>
#include<cstdio>
using namespace std;
int t,n,opt;
int ver[],Next[],head[],tot;
int a[];
long long sum[],siz[],sum1,b[];
void add(int x,int y){
    ver[++tot]=y;
    Next[tot]=head[x];
    head[x]=tot;
}
void dfs(int x,int fa){
    siz[x]=a[x];
    for(int i=head[x];i;i=Next[i]){
        int y=ver[i];
        if(y==fa)continue;
        dfs(y,x);
        siz[x]+=siz[y];
        sum[x]+=sum[y]+siz[y];
    }
}
void dfs1(int x,int fa){
    for(int i=head[x];i;i=Next[i]){
        int y=ver[i];
        if(y==fa)continue;
        sum[y]=sum[x]+sum1-*siz[y];
        dfs1(y,x);
    }
}
void dfs2(int x,int fa){
    for(int i=head[x];i;i=Next[i]){
        int y=ver[i];
        if(y==fa)continue;
        sum1+=b[y]-b[x];
        dfs2(y,x);
    }
}
void dfs3(int x,int fa){
    for(int i=head[x];i;i=Next[i]){
        int y=ver[i];
        if(y==fa)continue;
        sum[y]=(sum1-(b[y]-b[x]))/;
        dfs3(y,x);
        siz[x]+=siz[y];
    }
    if(x!=){
        a[x]=sum[x]-siz[x];
        siz[x]+=a[x];
    }
    else{
        a[x]=sum1-siz[x];
    }
}
void clear(){
    sum1=tot=;
    for(int i=;i<=n;i++)a[i]=b[i]=sum[i]=siz[i]=head[i]=;
}
int main()
{
//    freopen("1.in","r",stdin);
    scanf("%d",&t);
    while(t--){
        scanf("%d",&n);
        for(int i=,x,y;i<n;i++){
            scanf("%d%d",&x,&y);
            add(x,y),add(y,x);
        }
        scanf("%d",&opt);
        if(opt==){
            for(int i=;i<=n;i++){
                scanf("%d",&a[i]);
                sum1+=a[i];
            }
            dfs(,);
            dfs1(,);
            for(int i=;i<=n;i++)printf("%lld ",sum[i]);
            printf("\n");
        }
        else{
            for(int i=;i<=n;i++){
                scanf("%lld",&b[i]);
            }
            dfs2(,);
            sum1+=*b[];
            sum1/=(n-);
            dfs3(,);
            for(int i=;i<=n;i++)printf("%d ",a[i]);
            printf("\n");
        }
        clear();
    }
    return ;
}

T3题目大意：起点为（0,0），给出步数n，每次可以朝上下左右其中一个方向走一步，问n步的时候停在（0,0）的方案有多少种。

每次给出四种限制条件中的任意一个：

没有限制；只能走x轴非负半轴；只能走坐标轴；只能走x、y轴非负半轴以及第一象限。

考试的时候没什么时间了【在T2的自造高斯消元浪费了很久……】，写只走x轴非负半轴的时候不知道为什么打爆了计算组合数，写只走坐标轴的情况又死活弄不出来，最后愤怒地写了个四种情况通用的三维DP，居然拿了50分，三道题最高分…

对于没有限制的情况，和前两天的visit这道题思路一样。枚举左右走的步数为i，因为在n步里面选i步左右走【i为偶数】，在i步里面选i/2步朝左走，在n-i步里面朝上走，最后得出式子：

C（n,i）*C（i，i/2）*C（n-i，（n-i）/2）

对于只能走x轴非负半轴，显然是一个向左走不能超过向右走，类似于出栈不能多于进栈的问题，即卡特兰数。因为向左走向右走步数一共为n，求cat（n/2）。

对于只能走x、y轴非负半轴以及第一象限，会发现这里也是限制的向左走不能超过向右走，并且向下走不能超过向上走。枚举左右走的步数i【i为偶数】，同时限制左右和上下。即对于每一个i，求出cat（i/2）*cat（（n-i）/2）*C（n，i）

最后对于只能走坐标轴，看数据范围n<=1000考虑DP。

DP是从前往后推的，那么设一个ans数组表示走i步回到原点的方案数。对于一个n步的方案，可以拆分成两个过程：从原点走i步，除了第i步中间不再回到原点+随便走n-i步回到原点。前面的这i步的方案数是cat（i/2-1），减一是因为catalan数表示的是可以回到原点的，那么就让这i步中先走一步出原点【之后还要走一步回来】，这样catalan的意义中最多回到走出来的这一个点，满足条件。随便走n-i步回到原点，就是ans[n-i]。枚举所有i【i为偶数】即可做到不重不漏。DP方程：ans[i]=∑ans[j]*car（j/2-1）。

阶乘和阶乘的逆元要预处理出来，做到O（1）计算catalan数和组合数【我改题的时候智障地先打了个分解质因数，T得比原来的50分还低】。

到这里四种情况分别讨论完，这题是个四合一问题。

代码：

#include<iostream>
#include<cstdio>
using namespace std;
const long long mod=;
int n,opt;
long long rec[],inv[],f[];
long long ks(long long x,long long k){
    long long num=;
    while(k){
        if(k&)num=num%mod*x%mod;
        x=x%mod*x%mod;
        k>>=;
    }
    return num;
}
void work(int x){
    inv[]=rec[]=rec[]=;
    for(int i=;i<=x;i++)rec[i]=(rec[i-]%mod*(long long)i%mod)%mod;
    inv[x]=ks(rec[x],mod-);
    for(int i=x-;i>=;i--)inv[i]=(inv[i+]%mod*(long long)(i+)%mod)%mod;
}
long long cat(long long x){
    if(x==)return ;
    return((rec[*x]*inv[x])%mod*inv[x+])%mod;
}
int main()
{
    scanf("%d%d",&n,&opt);
    work(n);
    if(opt==){
        printf("%lld",cat(n/));
    }
    else if(opt==){
        f[]=;
        for(int i=;i<=n;i+=){
            for(int j=;j<=i;j+=){
                f[i]=(f[i]+f[i-j]%mod*%mod*cat(j/-)%mod)%mod;
            }
        }
        printf("%lld",f[n]);
    }
    else if(opt==){
        long long ans=;
        for(int k=;k<=n;k+=){
            long long ans1=;
            ans1=ans1*cat(k/)%mod;
            ans1=ans1*cat((n-k)/)%mod;
            ans1=ans1*rec[n]%mod*inv[k]%mod*inv[n-k]%mod;
            ans=(ans+ans1)%mod;
        }
        printf("%lld",ans);
    }
    else{
        long long ans=;
        for(int k=;k<=n;k+=){
            long long ans1=;
            ans1=ans1*rec[n]%mod*inv[k/]%mod*inv[k/]%mod*inv[(n-k)/]%mod*inv[(n-k)/]%mod;
            ans=(ans+ans1)%mod;
        }
        printf("%lld",ans);
    }
    return ;
}

反思…想了想，写一篇游记吧。那么就到这里了。