LOJ 6240. 仙人掌

我尽力写一篇比较详细的题解。。。。

LOJ 6240. 仙人掌

我先来给你安利一个题 [BZOJ3451]Tyvj1953 Normal (DSU/点分治+NTT/FFT)

同样的，我们计算每一个点对对于答案的贡献

借一下别人严谨的分析

我们分析这个所谓可以\(O(n^3)\)实现的dp

(下文提到路径是指经过路径上的树边和环边)

定义\(dp[i][j]\)当前根时，\(i\)到根节点的路径上所有经过的点中有\(j\)个点在根节点前面被选的合法方案数

记根到\(i\)的路径上经过的点个数为\(sz[i]\)

考虑特殊情况，如果是一棵树，那么\(j\)一定为0

考虑最后的答案，就是这些点排列的总方案中合法的部分,即\(P_{root,i}=\sum dp[i][j]\cdot \cfrac{j!(sz[i]-1-j)!}{sz[i]!}\)

(\(sz[i]!\):这些点顺序总方案,\(j!\)在根前面选的点可以排列，\((sz[i]-1-j)!\)在根节点后面选的点可以排列)

我们把树边看做一个二元环，就只用考虑环上的关系了

合法的情况,就是环上点\(x,y\)两边夹的两段环(设长度为\(len1,len2\))，之中有一段上的一些点（或者就没有）被选

我们可以枚举\(len1,len2\)，乘上组合数向\(dp[v][i+j]\)转移

rep(i,0,sz[u]) if(dp[u][i]) {
	rep(j,0,len1) dp[v][i+j]=(dp[v][i+j]+dp[u][i]*C[len1][j])%P;
	rep(j,1,len2) dp[v][i+j]=(dp[v][i+j]+dp[u][i]*C[len2][j])%P;
}

注意第二个循环不能到0，会算重复

然后我们会喜提\(O(n^4)\)写法

那么如何优化呢？

(转移显然可以NTT优化！)

其实我们枚举\(len1,len2\)的本质是从每一个可选点的集合里选出一部分点，最后在将它们累加起来

事实上，并没有必要直接枚举每一个集合里选的点

我们可以先算我们从哪些合法点集(就是上文中的\(len1,len2\))里选点，最后考虑从合法点集的集合中选点

也就是说\(\sum..\sum C(a_i,j_k)\)=\(C(\sum a_i,j)\) (额，意思是从若干个大小为\(a_i\)的集合中的每一个任意选一些等价于从所有的\(\sum a_i\)中选一部分)

令\(f[i][j]\)表示从合法集合中选一部分，最终得到的合法点集的集合中总点数为\(j\)的方案数

那么我们可以得到一个简单的转化:\(f[i][j] \rightarrow dp[i][k] \cdot C(j,k)\)

考虑\(f[i][j]\)的转移

每次我们有两个合法集合\(len1,len2\)，这两个集合我们只能取一个，所以有\(f[u][i]\rightarrow f[v][i+len1],f[v][i+len2]\)

但是还有一个问题，我们现在考虑这两个集合，会有两个集合都不选的情况，这会被算两遍

所以我们要多一个类似容斥？

\(-1 \cdot f[u][i] \rightarrow f[v][i]\)(这个-1是为了突出！)

我们完成了\(n^3\)转移，但是统计答案依然要枚举\(sz[u]^2\)的时间

rep(i,0,sz[u]) if(dp[u][i]) {
	dp[v][i+len1]=(dp[v][i+len1]+dp[u][i])%P;
	dp[v][i+len2]=(dp[v][i+len2]+dp[u][i])%P;
	dp[v][i]=(dp[v][i]-dp[u][i])%P;
}

其实要不要\(dp[u][i]\)的转移其实是一样的，我们转化一下，直接跳过

直接考虑\(Ans=\sum _0^if[u][i]\cdot C(i,j)\cdot \cfrac{j!(sz[i]-1-j)!}{sz[i]!}\)

右边那一坨常数对于每一个\((sz[i],i)\)的元组都是一样的，可以预处理出来

得到\(O(n^3)\)解法

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;

#define pb push_back
#define reg register
typedef long long ll;
#define rep(i,a,b) for(reg int i=a,i##end=b;i<=i##end;++i)
#define drep(i,a,b) for(reg int i=a,i##end=b;i>=i##end;--i)
#define Mod2(x) ((x<0)&&(x+=P))
#define Mod1(x) ((x>=P)&&(x-=P))
template <class T> inline void cmin(T &a,T b){ ((a>b)&&(a=b)); }
template <class T> inline void cmax(T &a,T b){ ((a<b)&&(a=b)); }
char IO;
template <class T=int> T rd(){
	T s=0;
	int f=0;
	while(!isdigit(IO=getchar())) f|=(IO=='-');
	do s=(s<<1)+(s<<3)+(IO^'0');
	while(isdigit(IO=getchar()));
	return f?-s:s;
}

const int N=810,P=998244353;

int n,m;
ll dp[N][N],Inv[N],Fac[N],C[N][N],ans;
vector <int> G[N],E[N];

int t[N],low[N],dfn,cirsz[N],cirid[N],tmp[N],cnt,sz[N];
int stk[N],top;

void dfs1(int u,int f) { // 对于当前根处理仙人掌
	low[u]=t[u]=++dfn;
	stk[++top]=u;
	for(int v:G[u]) if(v!=f) {
		if(!t[v]) {
			dfs1(v,u);
			cmin(low[u],low[v]);
			if(low[v]>=t[u]) {
				int t;
				cnt=0;
				do {
					t=stk[top--];
					tmp[++cnt]=t;
				} while(t!=v);
				rep(i,1,cnt) E[u].pb(tmp[i]),cirsz[tmp[i]]=cnt+1,cirid[tmp[i]]=i+1;  //处理sz
			}
		} else cmin(low[u],t[v]);
	}
}

ll Sum[N][N]; // 对于每一个sz,i的常数项预处理


void dfs2(int u) {
	for(int v:E[u]) {
		sz[v]=sz[u]+cirsz[v]-1;
		int x=cirid[v]-2,y=cirsz[v]-cirid[v]; // x即len1,y即len2
		rep(i,0,sz[v]) dp[v][i]=0;
		rep(i,0,sz[u]) if(dp[u][i]) {
			dp[v][i+x]=dp[v][i+x]+dp[u][i];
			Mod1(dp[v][i+x]);
			dp[v][i+y]=dp[v][i+y]+dp[u][i];
			Mod1(dp[v][i+y]);
			dp[v][i]=dp[v][i]-dp[u][i];
			Mod2(dp[v][i]);
		}
		dfs2(v);
	}
	drep(i,sz[u],0)	if(dp[u][i]) ans=(ans+dp[u][i]*Sum[sz[u]][i])%P; // 统计答案
}

int main(){
	//freopen("cactus.in","r",stdin);
	n=rd(),m=rd();
	rep(i,1,m) {
		int u=rd(),v=rd();
		G[u].pb(v),G[v].pb(u);
	}
	Inv[0]=Inv[1]=Fac[0]=Fac[1]=1;
	rep(i,2,n) {
		Inv[i]=(P-P/i)*Inv[P%i]%P;
		Fac[i]=Fac[i-1]*i%P;
	}
	rep(i,1,n) Inv[i]=Inv[i]*Inv[i-1]%P;
	rep(i,0,n) rep(j,C[i][0]=1,i) C[i][j]=C[i-1][j-1]+C[i-1][j],Mod1(C[i][j]);
	rep(i,0,n) rep(j,0,i) {
		rep(k,0,j) Sum[i][j]=(Sum[i][j]+Fac[k]*Fac[i-k]%P*C[j][k])%P;
		Sum[i][j]=(Sum[i][j]%P*Inv[i+1])%P;
	}
	rep(i,1,n) {
		dfn=0;
		rep(j,1,n) t[j]=0,E[j].clear();
		dfs1(i,0);
		sz[i]=0,dp[i][0]=1;
		dfs2(i);
	}
	ans=(ans%P+P)%P;
	printf("%lld\n",ans);
}