Description
Input
Output
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
Hint
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)。
设为xx上次出现的位置,有
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]到f[i−1]f[i−1]的也是排除了前面相同的,所以正确性显然。
而∑ni=1f[i]∑i=1nf[i]就是答案,初始时last[x]=0last[x]=0,f[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,这样我们一定先会放完kk个;然后大小就与这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。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[i−1]−sum[i−k−1]+sum[i−1]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);
}
}