洛谷 P2481 [SDOI2010]代码拍卖会(背包+隔板法)
题意:
给出 \(n,p\),求有多少 \(n\) 位数 \(X=a_1a_2a_3\dots a_n\) 满足:
- 该 \(n\) 位数不含前导零
- \(a_i \leq a_{i+1}\)
- \(X\) 为 \(p\) 的倍数。
答案对 \(998244353\) 取模。
\(1 \leq n \leq 10^{18}\),\(1 \leq p \leq 500\)。
CSP 之前做的了,隔了好久才把题解补了。。。
本题的突破口在于怎样处理 \(a_i \leq a_{i+1}\) 这个条件。
我们不妨进行一个转化:每次加一个全是 \(1\) 的后缀,最多可以加 \(9\) 次,这样就能保证得到的数一定满足条件 2。
又由于 \(X\) 不能含前导零,所以我们加的后缀中必须有一个是长度 \(n\) 的后缀。
于是我们有了优秀的 \(n^8\) 的做法,可以拿到 10 分的好成绩。
但仔细观察就可以发现,每个后缀 \(111...11\) 对 \(p\) 取模的余数呈周期分部。
例如当 \(p=12\) 的时候,各后缀模 \(p\) 的余数分别为:\(1,11,9,7,11,9,7,11,...\)
不难看出除了 \(1\) 以外每三个一循环。
有了这个发现,我们就可以将这 \(n\) 个后缀分为三类:
- 还没进循环节
- 在完整的循环节中
- 在最后多出的部分中
证明可用扩展欧拉定理。
记 \(cnt_m\) 为模 \(p\) 余 \(m\) 的后缀数。分类讨论可以在 \(\mathcal O(p)\) 的时间内求出 \(cnt\)。
接下来就可以 \(dp\) 了。\(dp[i][j][k]\) 表示选择了余数为 \(0\) 到 \(i\) 的后缀共 \(j\),它们的和模 \(p\) 余 \(k\) 的方案数。
转移的时候枚举选择多少个余数为 \(i\) 的后缀,记为 \(s\)。
由于可以重复选择,这一部分的方案数可以用隔板法求,\(\dbinom{cnt_i+s-1}{s}\)。
最后别忘了我们必须选择长度为 \(n\) 的后缀,所以答案为 \(\sum\limits_{i=0}^8dp[p-1][i][(p-pn)\mod m]\),其中 \(pn\) 为长度为 \(n\) 的后缀对 \(p\) 取模的结果。
别忘了特判 \(p=1\),卡了我很久。。。。。。
综上,这是一道非常不错的综合题。
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define fi first
#define se second
#define fz(i,a,b) for(int i=a;i<=b;i++)
#define fd(i,a,b) for(int i=a;i>=b;i--)
#define ffe(it,v) for(__typeof(v.begin()) it=v.begin();it!=v.end();it++)
#define fill0(a) memset(a,0,sizeof(a))
#define fill1(a) memset(a,-1,sizeof(a))
#define fillbig(a) memset(a,63,sizeof(a))
#define pb push_back
#define mp make_pair
#define int long long
typedef pair<int,int> pii;
typedef long long ll;
const ll MOD=999911659;
ll n;
int p,a[505];
int vis[505];
ll cnt[505];
ll dp[505][10][505];
inline ll qpow(ll x,ll e){
ll ans=1;
while(e){
if(e&1) ans=ans*x%MOD;
x=x*x%MOD;e>>=1;
}
return ans;
}
ll inv[505];
inline ll getc(ll x,ll y){
ll ans=1;
for(int i=x;i>=x-y+1;i--) ans=ans*(i%MOD)%MOD;
for(int i=1;i<=y;i++) ans=ans*inv[i]%MOD;
return ans;
}
inline void inc(ll &x,ll y){
x+=y;if(x>=MOD) x-=MOD;
}
signed main(){
scanf("%lld%lld",&n,&p);
for(int i=1;i<=10;i++) inv[i]=qpow(i,MOD-2);
int cur=1;vis[cur]=1%p;
int len1,len2;a[1]=1%p;
for(int i=2;i<=1000;i++){
cur=(cur*10+1)%p;a[i]=cur;
if(vis[cur]){
len1=vis[cur]-1;len2=i-vis[cur];
break;
}
vis[cur]=i;
}
if(n<=len1) for(int i=1;i<=n;i++) cnt[a[i]]++;
else{
ll cyc=(n-len1)/len2;
ll rem=(n-len1)%len2;
for(int i=1;i<=len1;i++) cnt[a[i]]++;
for(int i=len1+1;i<=len1+len2;i++) cnt[a[i]]+=cyc;
for(int i=len1+1;i<=len1+rem;i++) cnt[a[i]]++;
}
for(int i=0;i<9;i++){
dp[0][i][0]=getc(cnt[0]+i-1,i)%MOD;
}
for(int i=0;i<p-1;i++) for(int j=0;j<9;j++) for(int k=0;k<p;k++){
for(int l=0;l+j<9;l++){
inc(dp[i+1][l+j][(k+l*(i+1))%p],dp[i][j][k]*getc(cnt[i+1]+l-1,l)%MOD);
}
}
int gn;
if(n<=len1) gn=a[n];
else if((n-len1)%len2==0) gn=a[len1+len2];
else gn=a[len1+(n-len1)%len2];
ll ans=0;
for(int i=0;i<9;i++) inc(ans,dp[p-1][i][(p-gn)%p]);
printf("%lld\n",ans);
return 0;
}
/*
1000000000 499
1000000000000000000 1
2 1
*/
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