P3643 [APIO2016] 划艇 分析

题目概述

题目链接：https://www.luogu.com.cn/problem/P3643。

给你 \(n\) 个班级，每个班级要么不选数要么选的数在 \([a_i,b_i]\)，且选的数比编号比他小的班级选的数都要大，问有多少种方案（对 \((10^9+7)\) 取模）。

分析

感觉挺经典的，而且这里的 trick 很通用，所以记录一下。

首先我们不难想到一个最最最暴力的 \(dp\)。

设 \(f_{i,j}\) 表示前 \(i\) 个班级已经处理完毕，当前 \(i\) 必选且选择的数为 \(j\) 的方案数。

显然有：

\[f_{i,j}=\sum_{lst=0}^{i-1}\sum_{w=a_{lst}}^{b_{lst}}f_{lst,w} \]

那么我们一分也拿不了。

我们考虑怎么离散化让这个变得简单起来（这是重点）。

我们这个离散化主要是想要把一个区间离散化成一个更小的区间，可以想到区间覆盖的东东。

那么所以我们可以考虑这样一个 \([x,y)\) 区间离散化即可，为什么不用 \([x,y]\) 呢，会有一些边界问题，前者更好处理。

然后我们考虑怎么映射回来。

先重新定义 \(f\) 表示前 \(i\) 个班级处理完毕，当前 \(i\) 必选且选择的数落在区间 \(j\) 的方案数（这里的区间最多是 \(\mathcal{O}(n)\) 的）。

对于之前的班级选择的数不在 \(j\) 这个区间，也就是在之前，这是好转移的。

但是如果在这个区间呢？似乎有有点难办。

我们考虑有 \(m\) 个班级在这个区间，\(len\) 表示这个区间的长度，严格递增地选数，且可以不选的方案。

那么我们可以补 \(0\)，然后从里面任意选 \(m\) 个，也就是 \(C_{m+len-1}^{m}\)。

这个显然是对的。

于是我们的转移就有了：

\[f_{i,j}=\sum_{lst=0}^{i-1}\sum_wC_{m+len-1}^{m}f_{lst,w} \]

显然可以用前缀和优化。

代码

时间复杂度 \(\mathcal{O}(n^3)\)，这个代码实现得十分精妙。

#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>
#include <stdlib.h>
#include <vector>
#define int long long
#define N 505
// #define M 1505
#define getid(x) (lower_bound(ls.begin(),ls.end(),x) - ls.begin())
using namespace std;
const int mod = 1e9 + 7;
int jc[N],inv[N];
// int C(int a,int b) {
//     if (a < 0 || b < 0 || a < b) return 0;
//     return jc[a] * inv[b] % mod * inv[a - b] % mod;
// }
int n,a[N],b[N],f[N],g[N];
signed main(){inv[0] = inv[1] = 1;for (int i = 2;i < N;i ++) inv[i] = (mod - mod / i) * inv[mod % i] % mod;vector<int> ls;cin >> n;for (int i = 1;i <= n;i ++) {scanf("%lld%lld",&a[i],&b[i]);b[i] ++;ls.push_back(a[i]),ls.push_back(b[i]);}stable_sort(ls.begin(),ls.end());ls.erase(unique(ls.begin(),ls.end()),ls.end());for (int i = 1;i <= n;i ++) a[i] = getid(a[i]),b[i] = getid(b[i]);f[0] = 1;for (int j = 0;j < (int)ls.size() - 1;j ++) {int len = ls[j + 1] - ls[j];g[0] = 1;for (int i = 1;i <= n;i ++) g[i] = g[i - 1] * (i + len - 1) % mod * inv[i] % mod;for (int i = n;i;i --)if (a[i] <= j && j < b[i]) {for (int c = 1,k = i - 1;k >= 0;k --) {f[i] = (f[i] + g[c] * f[k] % mod) % mod;if (a[k] <= j && j < b[k]) c ++;}}}int ans = 0;for (int i = 1;i <= n;i ++) ans = (ans + f[i]) % mod;cout << ans;return 0;
}