NOIP2019 Emiya家今天的饭
ACM退役选手远程口胡
csf如今真的是太菜了,最后16分的做法愣是想了一下午
考虑使用容斥方法:
1
采用动态规划,先求出在无限制情况下,安排
k
k
k种烹饪方法总的方案数.
记
d
p
2
[
i
]
[
j
]
dp2[i][j]
dp2[i][j]表示已经考虑完前
i
i
i种烹饪方法,共做了
j
j
j个菜的方案数.
那么显然,决策分2种情况,用或不用第
i
i
i种烹饪方法,用的话就只能选一种主要食材.
d
p
2
[
i
]
[
j
]
=
d
p
2
[
i
−
1
]
[
j
]
+
d
p
2
[
i
−
1
]
[
j
−
1
]
∗
(
∑
t
=
1
m
a
[
i
]
[
t
]
)
dp2[i][j]=dp2[i-1][j] + dp2[i-1][j-1]*(\sum_{t=1}^m a[i][t])
dp2[i][j]=dp2[i−1][j]+dp2[i−1][j−1]∗(∑t=1ma[i][t])
时间复杂度
O
(
n
2
)
O(n^2)
O(n2),
∑
t
=
1
m
a
[
i
]
[
t
]
\sum_{t=1}^m a[i][t]
∑t=1ma[i][t]可以提前维护好.
2
采用动态规划,计算出那些不合法的方案,并将这些方案减掉.
因为每次只能有一个主要食材不合法.所以对每个主要食材单独考虑,假设当前
t
t
t食材不合法了.
最朴素的想法是,采用
d
p
1
[
i
]
[
j
]
[
k
]
dp1[i][j][k]
dp1[i][j][k]表示考虑完前
i
i
i种烹饪方法,已经做了
j
j
j个菜,使用
t
t
t食材的有
k
k
k个的方案数.
那么,决策就是第 i i i中烹饪方案选不选,选了之后,选不选 t t t作为食材,一共 3 3 3个转移.
记录 l i n e s u m [ i ] = ∑ t = 1 m a [ i ] [ t ] linesum[i]=\sum_{t=1}^m a[i][t] linesum[i]=∑t=1ma[i][t]
d p 1 [ i ] [ j ] [ k ] = d p 1 [ i − 1 ] [ j ] [ k ] + d p 1 [ i − 1 ] [ j − 1 ] [ k − 1 ] ∗ a [ i ] [ t ] + d p 1 [ i − 1 ] [ j − 1 ] [ k ] ∗ ( l i n e s u m [ i ] − a [ i ] [ t ] ) dp1[i][j][k]=dp1[i-1][j][k]+dp1[i-1][j-1][k-1]*a[i][t]+dp1[i-1][j-1][k]*(linesum[i]-a[i][t]) dp1[i][j][k]=dp1[i−1][j][k]+dp1[i−1][j−1][k−1]∗a[i][t]+dp1[i−1][j−1][k]∗(linesum[i]−a[i][t])
最后答案减去 d p 1 [ n ] [ j ] [ k ] ∣ k > j / 2 dp1[n][j][k]|_{k \gt j/2} dp1[n][j][k]∣k>j/2
时间复杂度为 O ( n 3 m ) O(n^3m) O(n3m),只能过84分,接下来继续优化
事实上,我们无需同时记录 j j j和 k k k,而只需要记录 k − ( j − k ) k - (j-k) k−(j−k)的值就足够了,也就是 t t t食材的数量和非 t t t食材的数量.
这样的话,记录
d
p
1
[
i
]
[
Δ
]
dp1[i][\Delta]
dp1[i][Δ]表示考虑完前
i
i
i行,选取的
t
t
t食材和非
t
t
t食材的差值为
Δ
\Delta
Δ时候,方案数.
转移方程如下
d
p
1
[
i
]
[
Δ
]
=
d
p
1
[
i
−
1
]
[
Δ
]
+
d
p
1
[
i
−
1
]
[
Δ
−
1
]
∗
a
[
i
]
[
t
]
+
d
p
1
[
i
−
1
]
[
Δ
+
1
]
∗
(
l
i
n
e
s
u
m
[
i
]
−
a
[
i
]
[
t
]
)
dp1[i][\Delta]=dp1[i-1][\Delta] + dp1[i-1][\Delta-1]*a[i][t]+dp1[i-1][\Delta+1]*(linesum[i]-a[i][t])
dp1[i][Δ]=dp1[i−1][Δ]+dp1[i−1][Δ−1]∗a[i][t]+dp1[i−1][Δ+1]∗(linesum[i]−a[i][t])
最后答案减去
d
p
1
[
n
]
[
Δ
]
∣
Δ
>
0
dp1[n][\Delta]|_{\Delta>0}
dp1[n][Δ]∣Δ>0
时间复杂度
O
(
n
2
m
)
O(n^2m)
O(n2m)
综上,总的时间复杂度 O ( n 2 m ) O(n^2m) O(n2m)
AC代码
#include <iostream>
#include <cstring>
using namespace std;
#define int long long
const int MOD = 998244353;
const int maxn = 107,maxm = 2007;
int dp1[maxn][2*maxn]; //
int dp2[maxn][maxn];
int linesum[maxn]; //s1表示
int a[maxn][maxm];
int n, m;
signed main() {
cin >> n >> m;
for(int i = 1;i <= n;++i) {
for(int j = 1;j <= m;++j) {
cin >> a[i][j];
a[i][j] %= MOD;
linesum[i] = ( linesum[i] + a[i][j] ) % MOD;
}
}
int ans = 0;
for(int t = 1;t <= m;++t) {
memset(dp1,0,sizeof(dp1));
dp1[0][0 + 100] = 1;
for(int i = 1;i <= n;++i) {
for(int j = -i + 100;j <= i + 100;++j) {
dp1[i][j] = dp1[i-1][j];
dp1[i][j] += (dp1[i-1][j-1] * a[i][t]) % MOD;//取
dp1[i][j] += (dp1[i-1][j+1] * ((linesum[i] - a[i][t] + MOD) % MOD)) % MOD;//不取
dp1[i][j] %= MOD;
}
}
for(int j = 1;j <= n;++j) {
ans = (ans - dp1[n][j + 100]) % MOD;
}
}
dp2[0][0] = 1;
for(int i = 1;i <= n;++i) {
for(int j = 0;j <= i;++j) {
dp2[i][j] = dp2[i-1][j];
for(int k = 1;k <= m;++k) {
dp2[i][j] += dp2[i-1][j-1] * a[i][k] % MOD;
dp2[i][j] %= MOD;
}
}
}
for(int j = 1;j <= n;++j)
ans = (ans + dp2[n][j]) % MOD;
cout << ans << endl;
return 0;
}