Kth MIN-MAX 反演

MIN-MAX 反演

我们知道对于普通的 $\min-\max$ 容斥有如下式子：

$$\max(S) = \sum_{T \subseteq S} (-1)^{|T| + 1} \min(T)\\ \min(S) = \sum_{T \subseteq S} (-1)^{|T| + 1} \max(T)$$

证明可以构造一一映射，抵消贡献。

上述式子在期望意义下也是成立的：

$$E[\max(S)] = \sum_{T \subseteq S} (-1)^{|T| + 1} E[\min(T)]$$

证明可以考虑期望的线性性。

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Kth MIN-MAX 反演

本文参考了 张俊逸同学 的集训讲解。

构造容斥系数

我们可以推广到求第 $k$ 大元素上来。

我们尝试构造容斥系数 $f$ ，满足：

$$kth \max(S) = \sum_{T \subseteq S} f_{|T|} \min(T)$$

然后来考虑一下对于集合 $T$ 中第 $i$ 大的元素，如果 $\min(T)$ 等于这个元素，那么只有比它大的 $i-1$ 个元素是可能存在的，然后我们考虑 $T$ 什么时候才能对于答案进行贡献，其实就是要满足 $[i = k]$ 。

那么表达出来就是

$$\sum_{j = 1}^{i - 1} {i - 1 \choose j} f_{j + 1} = [i = k]$$

二项式反演

这个形式我们可以套用二项式反演（广义容斥定理）

原来我博客提及的都是从 $i = k \to n$ 的，其实 $i = 1 \to k$ 也是一样的。

二项式反演：

假设数列 $f$ 和 $g$ 满足：

$$g_i = \sum_{j = 1}^{i} {i \choose j} f_j$$

那么就有

$$f_i = \sum_{j = 1}^{i} (-1)^{i - j} {i \choose j} g_j$$

可以考虑生成函数证明，设 $f_0 = g_0 = 0$ 。

前者就为 $G = F * e^x$ 后者为 $F = G * e^{-x}$ ，显然是等价的。

那么对于前面那个式子，我们设 $g_{i - 1} = [i = k], f'_j = f_{j + 1}$ 。

那么根据二项式反演就可以得到

$$f'_{i} = \sum_{j = 0}^{i} (-1)^{i - j} {i \choose j} g_j$$

即

$$f_{i + 1} = (-1)^{i - (k - 1)} {i \choose k - 1}$$

随意整理一下就有

$$f_i = (-1)^{i - k} {i - 1 \choose k - 1}$$

结论

最终我们就可以如下求 $kth \max$

$$kth \max(S) = \sum_{T \subseteq S} (-1)^{|T| - k} {|T| - 1 \choose k - 1} \min(T)$$

不难发现只有元素个数 $\ge k$ 的子集是有用的。

例题

Luogu P4707 重返现世

题意

给定集合 $S$ 中每个元素出现的概率 $\displaystyle \frac{p_i}{m}$ ，其和为$1$ ，每次会按概率出现，每次会按概率出现一个元素。

求出现 $k$ 个元素的期望次数。

设 $|S| = n$ 满足限制

$n \le 1000, \left| n - k \right| \le 10, 1 \le \sum p = m \le 10000$

题解

出现 $k$ 个元素的期望次数等价于出现时间第 $n-k+1$ 晚的数出现的期望次数。

那么套用 $kth \max$ 容斥后，我们相当于要求每个集合出现最早的数的期望次数 $E(T)$ 。

参考 此处 就可以得到

$$E(T) = \frac{1}{\sum_{i \in T} \frac{p_i}{m}}$$

整理一下

$$E(T) = \frac{m}{\sum_{i \in T} p_i}$$

如果 $|S| \le 20$ 那么就可以直接做了，可是这题数据范围有点大，不太好做。

但是我们发现 $m$ 不大，那么我们可以对于每个 $\sum_{i \in T} p_i$ 求得其系数解决。

设 $g_{i, j}$ 为集合大小为 $i$ ，概率和为 $j$ 的方案数，但是这样的话直接 $dp$ 复杂度是 $O(nmk)$ 的，我们显然不能这样做。

我们需要把容斥系数也要考虑到一起 $dp$ 。

设 $f_{i, j}$ 表示当前选定的集合的 $p$ 的和为 $i$ ，组合数下面那里 $k=j$ 。

对于当前物品而言，只有两种选择：要么加入集合，要么不加入。

• 不加入，直接转上去 $f_{i, j} \to f'_{i, j}$ 。

• 加入这个元素，考虑其贡献。

  $f$ 的形式为 $\displaystyle f_{j - p, k - 1} = \sum_i (-1)^{i - (k - 1)} {i - 1 \choose k - 2} g_{i, j - p}$ 。

  那么就会导致集合大小强制多 $1$ ，并且概率和变成 $j$ ，那么就是 $\displaystyle \sum_i (-1)^{i-k}{i\choose k-1} g_{i, j - p}$ 。

  接下来 强行 凑组合数递推形式 $\displaystyle {n\choose m}={n-1\choose m}+{n-1\choose m-1}$ ，把 $\displaystyle {i \choose k - 1}$ 变为 $\displaystyle {i \choose k}$

  那么我们要减去的其实就是 $\displaystyle -\sum(-1)^{i-k}{i-1\choose k-1} g_{i, j - p}$ ，其实就是 $- f_{j - p, k}$ 。

那么最后的转移就是 $f'_{i,j} + f'_{i - p, j - 1} - f'_{i - p, j} \to f_{i, j}$ 。

注意要滚动第一维，不然开不下。

复杂度是 $O(n(n - k)m)$ ，还是很暴力。

后面这些强行套的地方好没有意思啊！

代码

#include <bits/stdc++.h>

#define For(i, l, r) for (register int i = (l), i##end = (int)(r); i <= i##end; ++i)
#define Fordown(i, r, l) for (register int i = (r), i##end = (int)(l); i >= i##end; --i)
#define Rep(i, r) for (register int i = (0), i##end = (int)(r); i < i##end; ++i)
#define Set(a, v) memset(a, v, sizeof(a))
#define Cpy(a, b) memcpy(a, b, sizeof(a))
#define debug(x) cout << #x << ": " << (x) << endl

using namespace std;

template<typename T> inline bool chkmin(T &a, T b) { return b < a ? a = b, 1 : 0; }
template<typename T> inline bool chkmax(T &a, T b) { return b > a ? a = b, 1 : 0; }

inline int read() {
	int x(0), sgn(1); char ch(getchar());
	for (; !isdigit(ch); ch = getchar()) if (ch == '-') sgn = -1;
	for (; isdigit(ch); ch = getchar()) x = (x * 10) + (ch ^ 48);
	return x * sgn;
}

void File() {
#ifdef zjp_shadow
	freopen ("P4707.in", "r", stdin);
	freopen ("P4707.out", "w", stdout);
#endif
}

const int N = 1010, Mod = 998244353;

int n, K, m, dp[2][10010][13];

inline int fpm(int x, int power) {
	int res = 1;
	for (; power; power >>= 1, x = 1ll * x * x % Mod)
		if (power & 1) res = 1ll * res * x % Mod;
	return res;
}

inline void Add(int &x, int y) {
	if ((x += y) >= Mod) x -= Mod;
}

int main () {

	File();
	
	n = read(); K = n - read() + 1; m = read();

	For (i, 1, K) dp[0][0][i] = Mod - 1;

	int cur = 0;
	For (i, 1, n) {
		int p = read();
		For (j, 0, m) For (k, 0, K) if (dp[cur][j][k]) {
			Add(dp[cur ^ 1][j][k], dp[cur][j][k]);
			Add(dp[cur ^ 1][j + p][k + 1], dp[cur][j][k]);
			Add(dp[cur ^ 1][j + p][k], Mod - dp[cur][j][k]);
			dp[cur][j][k] = 0;
		}
		cur ^= 1;
	}

	int ans = 0;

	For (i, 1, m)
		ans = (ans + 1ll * m * fpm(i, Mod - 2) % Mod * dp[cur][i][K]) % Mod;

	printf ("%d\n", ans);

    return 0;

}

__EOF__

本文作者：zjp_shadow
本文链接：https://www.cnblogs.com/zjp-shadow/p/10252459.html
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