加号分配
Description
现在要给一个长度为n数字串上面加上恰好k个加号,把所有可能的算术结果相加起来。
加号加到数字串中间之后要形成正确的算术表达式。规则是:没有两个加号连在一起,两个加号之间至少要有一位数字,加号不能加在开头,也不能加在结尾。比如数字串是10500,那么100500(加0个加号),1+00+500 或者 10050+0 这些放置的加号都是合法的,而100++500, +1+0+0+5+0+0 和100500+都是非法的。
结果比较大,对 109+7 取余输出即可。
样例解释:
在第一个例子中 (1+08)+(10+8)=27。
在第二个例子中 1+0+8=9。
Input
单组测试数据。
第一行有两个整数n 和k (0≤k < n≤10^5)。
第二行包含n位数字。
Output
输出结果占一行。
Input示例
样例输入1
3 1
108
样例输入2
3 2
108
Output示例
样例输出1
27
样例输出1
9
思路很巧妙的一道题,学习一个~
CF好题特多(虽然坑题同样特多)
思路:
首先,大家肯定都能想出来一个超时的DP:
令f[i][k]表示只考虑i−n时用了k个的答案,
f[i][k]=∑i<jval[i][j]+f[j][k−1]
然而从那个角度想就会想不出正解来……
正确的姿势:
考虑每一位上的数字在每一种情况下的贡献。
假如这个数是ai,那么它的贡献如下:
∑n−i−1j=0ai∗10j∗(n−j−2k−1)+ai∗10n−i∗(i−1k)
注意当从i到末尾都是一个数时需要特判(式子的后半部分),因为这个数不需要一个加号以确定其地位~
考虑再套一层循环:
∑ni=1(∑n−i−1j=0ai∗10j∗(n−j−2k−1)+ai∗10n−i∗(i−1k))
显然后半部分是O(n)而前半部分是O(n2)的。
发现组合数只跟j有关系。
那么考虑对于每个
∑n−2j=010j∗(n−j−2k−1)∗∑n−j−1i=1ai+∑ni=k+110n−i∗ai∗(i−1k)
然后可以发现对a做一个前缀和优化便可以
那就做完了~
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<cstdlib>
#include<algorithm>
using namespace std;
typedef long long ll;
inline ll read()
{
char ch=getchar();
while(ch<'0' || '9'<ch)ch=getchar();
return ch^48;
}
const ll N=1e5+9;
const ll md=1e9+7;
int n,k;
ll a[N],sum[N];
ll fac[N],inv[N],pows[N];
inline ll qpow(ll a,ll b)
{
ll ret=1;
while(b)
{
if(b&1)
ret=ret*a%md;
a=a*a%md;
b>>=1;
}
return ret;
}
inline ll c(ll a,ll b)
{
return fac[a]*inv[b]%md*inv[a-b]%md;
}
int main()
{
scanf("%d%d",&n,&k);
sum[0]=0;
for(int i=1;i<=n;i++)
sum[i]=(sum[i-1]+(a[i]=read()))%md;
fac[0]=1;
for(ll i=1;i<=n;i++)
fac[i]=fac[i-1]*i%md;
inv[n]=qpow(fac[n],md-2);
for(ll i=n;i>=1;i--)
inv[i-1]=inv[i]*i%md;
pows[0]=1;
for(ll i=1;i<=n;i++)
pows[i]=pows[i-1]*10ll%md;
ll ans=0;
for(int j=0;j<=n-2 && j<=n-k+1;j++)
(ans+=pows[j]*c(n-j-2,k-1)%md*sum[n-j-1]%md)%=md;
for(int i=k+1;i<=n;i++)
(ans+=pows[n-i]*c(i-1,k)%md*a[i]%md)%=md;
printf("%lld\n",ans);
return 0;
}