題目大意

給出N個點，每個點權值為1...N，求權值為R的點是葉子的大根堆的方案數。

題解

求出組合數( binom{n}{m}),利用楊輝三角的遞推式
求出n個數組成大根堆的方案數。
1). 設(g(n))是答案。
2). 枚舉(i),意思是以n為根樹的左子樹有(i)個點，那么右子樹自然有(n-1-i)個點。
3). 有(g(n)=frac{1}{2}sum_{i=0}^{n-1} binom{n-1}{i}g(i)g(n-1-i))，除2是因為左右子樹對稱。
4). 因為題目要求模(m),所以除2是很難做的。我們強制讓權值為1的點在左子樹。那么顯然我們有(g(n)=sum_{i=1}^{n-1} binom{n-2}{i-1}g(i)g(n-1-i))
5). 邊界是(g(0)=g(1)=1)
求出n個點以r為葉子的方案數。
1). 設(f(n, r))為答案
2). 求一個補集，就是不以r為葉子的方案數，枚舉(i),意思是有(i)個比(r)小的點屬于以(r)為根的子樹。那么去掉這(i)個點，(r)在以n為根的子樹上作為葉子的方案數是(f(n-i, r-i)),根據乘法原理，把這(i)個點再吊到(r)上，就是乘上i+1個點形成大根堆的方案數，那么我們就有(f(n, r)=g(n)-sum_{i=1}^{r-1} binom{r-1}{i}f(n-i,r-i)g(i+1))。
3). 求出所有的(f(n, r))顯然是不能接受的。但是我們觀察到，實際上有用的只有(r)個狀態，就是(f(n-r+1, 1) cdots f(n, r))。那么我們直接根據這些狀態進行轉移即可。

代碼

#pragma GCC optimize(3, "Ofast", "inline")
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define X first
#define Y second
#define PB push_back
#define SZ(x) (int)x.size()
#define ALL(x) x.begin(), x.end()
#define lc (o<<1)
#define rc ((o<<1)|1)

void debug() {
    cerr << endl;
}

template<typename Head, typename... Tail>
void debug(Head H, Tail... T) {
    cerr << " " << H;
    debug(T...);
}

#define dbg(...) cerr << "[" << #__VA_ARGS__ << "]:", debug(__VA_ARGS__)
#define endl '
'
using LL = long long;

const int _ = 5, maxn = 3000;

int r, n, m;
int c[maxn+_][maxn+_], g[maxn+_], f[maxn+_];

int main() {
    ios::sync_with_stdio(0);
    cin.tie(0);
    int T = 1;
    for (int kase = 1; kase <= T; ++kase) {
        scanf("%d%d%d", &r, &n, &m);
        memset(c, 0, sizeof(c));
        c[0][0] = 1%m;
        for (int i = 1; i < maxn; ++i) {
            c[i][0] = 1;
            for (int j = 1; j <= i; ++j)
                c[i][j] = (c[i-1][j-1] + c[i-1][j]) % m;
        }
        g[0] = g[1] = 1;
        for (int i = 2; i <= n; ++i) {
            g[i] = 0;
            for (int j = 1; j < i; ++j)
                (g[i] += (LL)c[i-2][j-1]*g[j]%m*g[i-1-j]%m) %= m;
        }
        f[1] = g[n-r+1];
        for (int i = 2; i <= r; ++i) {
            f[i] = g[n-r+i];
            for (int j = 1; j < i; ++j)
                (f[i] -= (LL)c[i-1][j]*f[i-j]%m*g[j+1]%m) %= m;
        }
        printf("%d
", (f[r]+m)%m);
    }
    return 0;
}

總結

以上是生活随笔為你收集整理的[2020-2021 ICPC Southwestern European Regional Contest] F. Mentors的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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