jzoj 5836.【省选&A组模拟2018.8.21】Sequence dp+矩阵乘法

本文介绍了一种针对特定子序列计数问题的高效算法,通过优化数据结构和利用循环特性,实现对大规模数据集的有效处理。算法首先定义了状态转移方程,随后通过矩阵快速幂进一步提升了效率。

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Description
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Input
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Output
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Sample Input

Input 1
2 1 3
1 3
Input 2
5 6 3
3 1 2 1 2
Input 3
9 980007 7
4 7 2 1 3 3 6 6 7

Sample Output

Output 1
7
Output 2
987
Output 3
608313080

Data Constraint
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Hint
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分析:
我们先不考虑加数情况,设f[i]f[i]为以第ii个位置结尾的子序列有多少个(不包括前面出现的)。
last[x]xx上次出现的位置,有

f[i]=j=last[x]i1f[j]

因为lastlast的去前面的子序列加入lastlast这个位置就与现在这个重复了,不能算。而f[last]f[last]f[i1]f[i−1]的也是排除了前面相同的,所以正确性显然。
ni=1f[i]∑i=1nf[i]就是答案,初始时last[x]=0last[x]=0f[0]=1f[0]=1,因为可以从空序列转移。
考虑加一个数字,显然我们加一个last[x]last[x]最小的数一定最优,然后更新last[x]last[x]。这个可以自己找两个不同lastlast比较一下。如果都没出现过,就随便放。记录一个前缀和,这样复杂度就是O(n+mk)O(n+mk),轻松拿到7878分。
然后我们发现,这个东西是有循环的。具体说,当我们放了kk个数后就开始循环了。因为已经放过的一定last[x]>n,这样我们一定先会放完kk个;然后last大小就与这kk个位置有关了,可以知道,先放的在一下个循环也会先放,于是构成循环,也就是last=ik。因为我们最终的答案是一个前缀和,考虑用这个递推。
因为sum[i]=sum[i1]sum[ik1]+sum[i1]sum[i]=sum[i−1]−sum[i−k−1]+sum[i−1],可以写成一个k+1k+1维向量。然后就可以矩阵快速幂了。
时间复杂度为O(k3logm)O(k3logm)

代码:

#include <iostream>
#include <cmath>
#include <cstdio>
#define LL long long

const int maxn=2e6+7;
const LL mod=1e9+7;

using namespace std;

LL f[maxn],sum[maxn],a[maxn];
int l[107];
LL n,m,k,d;

struct rec{
    LL a[107][107];
}b,c;

void mul(rec a,rec b,rec &c)
{   
    for (int i=1;i<=d;i++)
    {
        for (int j=1;j<=d;j++) c.a[i][j]=0;
    }
    for (int l=1;l<=d;l++)
    {
        for (int i=1;i<=d;i++)
        {
            for (int j=1;j<=d;j++)
            {
                c.a[i][j]=(c.a[i][j]+a.a[i][l]*b.a[l][j]%mod)%mod;
            }
        }
    }
}

void solve(LL deg)
{
    for (int i=1;i<=d;i++) b.a[i][i]=1;
    while (deg)
    {
        if (deg&1) mul(b,c,b);
        mul(c,c,c); deg/=2;
    }
}

int main()
{
    freopen("sequence.in","r",stdin);
    freopen("sequence.out","w",stdout);
    scanf("%lld%lld%lld",&n,&m,&k);
    for (int i=1;i<=n;i++) scanf("%lld",&a[i]);
    sum[0]=1;   
    for (int i=1;i<=n;i++)
    {
        if (!l[a[i]]) f[i]=(f[i]+sum[i-1])%mod;
                 else f[i]=(f[i]+sum[i-1]+mod-sum[l[a[i]]-1])%mod;
        l[a[i]]=i;
        sum[i]=(sum[i-1]+f[i])%mod;
    }
    for (int i=n+1;i<=n+k;i++)
    {
        int x=0,t=0x3f3f3f3f;
        for (int j=1;j<=k;j++)
        {
            if (l[j]<t) t=l[j],x=j;
        }
        if (!l[x]) f[i]=(f[i]+sum[i-1])%mod;
              else f[i]=(f[i]+sum[i-1]+mod-sum[l[x]-1])%mod;
        l[x]=i;
        sum[i]=(sum[i-1]+f[i])%mod;
    }
    if (m<=k)
    {
        printf("%d",(sum[n+m]+mod-1)%mod);
    }
    else
    {       
        d=k+1;      
        for (int i=1;i<=d-1;i++) c.a[i+1][i]=1;
        c.a[1][d]=mod-1; c.a[d][d]=2;               
        solve(m-k);     
        LL ans=0;
        for (int i=1;i<=d;i++) ans=(ans+sum[n+i-1]*b.a[i][d]%mod)%mod;
        ans=(ans+mod-1)%mod;
        printf("%lld",ans);
    }
}
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