NOIP 模拟 16

合集 - 模拟赛(60)

1.CSP 模拟 02024-07-122.CSP 模拟 12024-07-183.CSP 模拟 22024-07-254.CSP 模拟 32024-07-255.CSP 模拟 42024-07-256.CSP 模拟 52024-07-257.CSP 模拟 62024-07-278.CSP 模拟 72024-07-289.CSP 模拟 82024-08-1810.CSP 模拟 92024-08-1811.CSP 模拟 102024-08-2212.CSP 模拟 242024-08-1913.CSP 模拟 252024-08-2014.CSP 模拟 262024-08-2215.CSP 模拟 272024-08-2216.CSP 模拟 282024-09-0617.CSP 模拟 292024-09-0818.CSP 模拟 302024-09-1819.CSP 模拟 312024-09-2220.CSP 模拟 322024-09-2321.CSP 模拟 332024-09-2622.CSP 模拟 342024-09-2623.CSP 模拟 352024-09-2924.CSP 模拟 362024-09-2925.CSP 模拟 372024-10-0326.CSP 模拟 382024-10-0827.CSP 模拟 392024-10-0828.CSP 模拟 402024-10-0829.CSP 模拟 412024-10-0930.CSP 模拟 422024-10-1031.CSP 模拟 432024-10-1032.CSP 模拟 442024-10-1033.CSP 模拟 452024-10-1334.CSP 模拟 462024-10-1335.CSP 模拟 472024-10-1636.CSP 模拟 482024-10-1637.CSP 模拟 492024-10-1738.CSP 模拟 502024-10-2039.CSP 模拟 512024-10-2040.CSP 模拟 522024-10-2141.CSP 模拟 532024-10-3042.CSP 模拟 542024-10-3043.NOIP 模拟 12024-10-3044.NOIP 模拟 22024-11-0745.NOIP 模拟 32024-11-0146.NOIP 模拟 42024-11-0747.NOIP 模拟 52024-11-0748.NOIP 模拟 62024-11-0749.NOIP 模拟 72024-11-0850.NOIP 模拟 82024-11-2051.NOIP2024（欢乐）加赛 32024-11-1052.NOIP 模拟 92024-11-1753.NOIP 模拟 102024-11-1754.NOIP 模拟 112024-11-2055.NOIP 模拟 122024-11-1756.NOIP 模拟 132024-11-1857.NOIP 模拟 142024-11-2058.NOIP 模拟 152024-11-20

59.NOIP 模拟 162024-11-25

60.NOIP 模拟 172024-11-25

收起

A 图

直接上 std::bitset。

B 序列

首先赋值在加法前，加法在乘法后，一个有效的赋值可以看做一个加法，乘法的顺序无所谓，直接加最大，考虑把加法转化成乘法，那就看加的数在原数的占比，需要考虑加法的顺序，一定是先加大的，所以直接排序后转化成乘法就好了。

C 树

究极换根 DP 好题。
先看 $D=1$，我们可以直接换根求出每个点做起点的情况以及这个点对根的影响，然后直接暴力统计即可。
正解就是在 $D=1$ 的基础上处理一些更多的信息，或者说把 $D=1$ 的步骤普适化。
求答案实际上需要的是连的树的必败点和必胜点方案数，以及对根有影响的节点数。先不考虑连第一棵树，这样每棵树都可以任意起点，设 $f_{i,0/1}$ 表示连接了 $i$ 棵数，当前树上必败/必胜点的方案数。发现只有连必败点才有可能改变信息，设 $n_{0/1}$ 表示给 $i$ 连一个必败点后整棵树上的必败/胜点数量，$nu{m}_{0/1}$ 表示原有的必败/胜点数量，所以转移就是：

$$\begin{array}{rl}& f_{i,0}=\sum _{i=1}^{n}nu{m}_{i,0}\times f_{i-1,0}+n\times nu{m}_0\times f_{i,1}\\ & f_{i,1}=\sum _{i=1}^{n}nu{m}_{i,1}\times f_{i-1,0}+n\times nu{m}_1\times f_{i,1}\end{array}$$

这个东西可以轻易矩阵加速，所以现在只需要考虑如何处理出来 $num$ 和 $n_{0/1}$，$n_{0/1}$ 就是换根的时候记一下即可，$num$ 的处理比较困难。
首先，$nu{m}_i$ 很难处理，因为会有很多连接关系的影响，并且这些影响要连续起来，考虑处理一个 $f_{i,0/1}$ 表示连接一个必败点使得 $i$ 节点为必败/胜的点的数量。不难发现 $\sum _{i=1}^{n}nu{m}_i=\sum _{i=1}^n{f}_i$，然后考虑如何换根。
换根需要拆贡献，博弈论通常把记一下 $f{n}_i$ 表示 $i$ 的子节点中必败点的数量。首先需要处理出子树情况的各种信息，考虑一个点是否对父亲有影响就可以处理出来 $f$，然后换根也是需要考虑影响关系，如果父亲有 $0$ 个或者大于两个必败点，那么直接换根即可，否则影响关系会变，如果儿子同时是必败点，那么就需要重新处理父亲的信息，封装一个转移函数就好写了，具体看代码吧。

#include<bits/stdc++.h>
#define int long long
#define fi first
#define se second
#define pii std::pair<int,int>
#define eb emplace_back
#define pb push_back
typedef long long ll;
typedef unsigned long long ull;
std::mt19937 myrand(std::chrono::high_resolution_clock::now().time_since_epoch().count());
inline int R(int n){return myrand()%n+1;}
inline int read(){char ch=getchar();int x=0,f=1;for(;ch<'0'||ch>'9';ch=getchar())if(ch=='-')f=-1;for(;ch>='0'&&ch<='9';ch=getchar())x=(x<<3)+(x<<1)+(ch^48);return x*f;}
const int N=2e5+10,mod=1e9+7,inf=1e9;
inline void Min(int &x,int y){if(x>y)x=y;}
inline void Max(int &x,int y){if(x<y)x=y;}
inline void W(int &x,int y){x=(x+y)%mod;}
int n,num[2],D,n0,n1;
std::vector<int> e[N];
struct NODE{int num,f,g0,g1;}a[N],r[N],zc[N];
inline void Pass(int x,int fa){
	a[x]={0,0,0,0};
	for(int v:e[x]){
		if(v==fa)continue;
		a[x].f|=!a[v].f;a[x].num+=!a[v].f;
	}
	a[x].g1++;
	for(int v:e[x]){
		if(v==fa)continue;
		if(a[x].num>1)W(a[x].g1,a[v].g0+a[v].g1);
		if(a[x].num==1){
			if(a[v].f)W(a[x].g1,a[v].g0+a[v].g1);
			else W(a[x].g0,a[v].g1),W(a[x].g1,a[v].g0);
		}if(!a[x].num)W(a[x].g1,a[v].g0),W(a[x].g0,a[v].g1);
	}
}
inline void dfs(int x,int fa){for(int v:e[x])if(v^fa)dfs(v,x);Pass(x,fa);zc[x]=a[x];}
inline void change(int x,int fa){
	if(x==1)r[x]=a[x];
	else{
		if(!a[x].f){
			if(a[fa].num<=2)Pass(fa,x);
			else a[fa].num--,a[fa].g1-=a[x].g0+a[x].g1;
		}else{
			if(a[fa].f)a[fa].g1-=a[x].g0+a[x].g1;
			else a[fa].g1-=a[x].g0,a[fa].g0-=a[x].g1;
		}
		Pass(x,0);r[x]=a[x];
	}
	for(int v:e[x])if(v^fa)change(v,x),a[x]=r[x];a[x]=zc[x];
}
struct MAT{
	int a[2][2];
	inline MAT(){memset(a,0,sizeof(a));}
	inline MAT operator*(const MAT&B)const{
		MAT res;int r;for(int i=0;i<2;++i)
		for(int k=0;k<2;++k){
			r=a[i][k];for(int j=0;j<2;++j)W(res.a[i][j],r*B.a[k][j]);
		}return res;
	}
}base,ans;
inline void work(){
	for(int i=1;i<=n;++i)num[r[i].f]++,W(n0,r[i].g0),W(n1,r[i].g1);
	ans.a[0][0]=num[0],ans.a[0][1]=num[1];
	base.a[0][0]=n0,base.a[1][0]=n*num[0]%mod,base.a[0][1]=n1,base.a[1][1]=n*num[1]%mod;
	for(;D;D>>=1,base=base*base)if(D&1)ans=ans*base;int ANS=r[1].g1*ans.a[0][0]+n*ans.a[0][1]*r[1].f;
	std::cout<<(ANS%mod+mod)%mod<<'\n';
}
signed main(){
    freopen("c.in","r",stdin);freopen("c.out","w",stdout);
    std::ios::sync_with_stdio(false);std::cin.tie(0);std::cout.tie(0);
    n=read();D=read()-1;for(int i=1;i<n;++i){int u=read(),v=read();e[u].eb(v);e[v].eb(u);}
    dfs(1,0);change(1,0);work();
}

D 字符串

简单手玩发现相邻的两个字母如果逆序一定会产生一个贡献，然后暴力线段树维护 $k^2$ 中情况就做完了。

总结

打成傻逼了，T2 忘了特判挂了 60pts，T4 根本没去仔细观察，给自己设限了，傻卵。