https://zybuluo.com/ysner/note/1141136
题面
求一颗大小为\(n\)的树取联通块的所有方案中,第\(k\)个数之和。
\(n\leq1,667,k\leq n\)
解析
这题可以当作暴力踩标算的范本题目。。。(
其实是因为高级算法嵌套起来有时不如暴力快)
但这个暴力我是想不到的。。。
我们可以单独讨论每个点对答案的贡献,并把大于该点权值的点权值设为\(1\),其它设为\(0\)。接下来,我们就可以用\(O(nk^2\))的树形DP暴搞了。
但是,复杂度\(O(n^2k^2)\)会鬼啊。
于是换一种思路,枚举一颗树的根(讨论这个点对答案的贡献),统计儿子点在联通块中的结果,并强制取根到儿子点的路径。我们设\(dp[u][i]\)表示点\(u\)为联通块中第\(i\)个点的方案数,就可以转移了。
然而复杂度\(O(n^2k)\)???
但是我们只用枚举整颗树值排名\(\leq k\)的数作为根的情况,复杂度可以降为\(O((n-k)nk)\)。
这还跑过了。。。
Update:强制认为只能转移到 点权值大 或者 点权值相等且点编号大的点,否则会记重。#include<iostream> #include<cstdio> #include<cmath> #include<cstdlib> #include<cstring> #include<algorithm> #include<queue> #define ll long long #define re register #define il inline #define fp(i,a,b) for(re int i=a;i<=b;i++) #define fq(i,a,b) for(re int i=s;i>=b;i--) using namespace std; const int N=2100,mod=64123; struct Edge{int to,next;}e[N<<1]; int d[N],h[N],dp[N][N],ans,cnt,n,k,w,root,tot; il void add(re int u,re int v){e[++cnt]=(Edge){v,h[u]};h[u]=cnt;} il int gi() { re int x=0,t=1; re char ch=getchar(); while(ch!='-'&&(ch<'0'||ch>'9')) ch=getchar(); if(ch=='-') t=-1,ch=getchar(); while(ch>='0'&&ch<='9') x=x*10+ch-48,ch=getchar(); return x*t; } il void dfs(re int u,re int fa) { if((d[root]<d[u])||((d[u]==d[root])&&u<root)) fp(i,1,k-1) (dp[u][i+1]+=dp[fa][i])%=mod; else fp(i,1,k) (dp[u][i]+=dp[fa][i])%=mod; for(re int i=h[u];i+1;i=e[i].next) { re int v=e[i].to; if(v==fa) continue; dfs(v,u); } fp(i,1,k) (dp[fa][i]+=dp[u][i])%=mod; } int main() { memset(h,-1,sizeof(h)); n=gi();k=gi();w=gi(); fp(i,1,n) d[i]=gi(); fp(i,1,n-1) { re int u=gi(),v=gi();add(u,v);add(v,u); } fp(i,1,n) { root=i;tot=0; fp(j,1,n) if((d[j]>d[i])||(d[i]==d[j]&&i>j)) ++tot; if(tot<k-1) continue; memset(dp,0,sizeof(dp)); dp[i][1]=1; for(re int j=h[i];j+1;j=e[j].next) { re int v=e[j].to; dfs(v,i); } (ans+=(1ll*dp[i][k]*d[i])%mod)%=mod; } printf("%d\n",ans); return 0; }