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【BZOJ 2323】 2323: [ZJOI2011]细胞 (DP+矩阵乘法+快速幂*)

时间:2017-03-21 22:28:52      阅读:277      评论:0      收藏:0      [点我收藏+]

标签:cst   快速幂   logs   source   连接方式   ima   质量   不同   arc   

2323: [ZJOI2011]细胞

Description

2222年,人类在银河系外的某颗星球上发现了生命,并且携带了一个细胞回到了地球。经过反复研究,人类已经完全掌握了这类细胞的发展规律:

这种细胞最初的形态是“长条形”,一端是头,一端是尾,中间是躯干。细胞内部含有一列密码(你可以认为它是这种细胞的DNA)。密码是一个长度为n的数字串,且仅含有1~99种数字,沿着细胞的躯干从头到尾排列着。

首先,细胞会经历一次分裂。细胞将沿躯干方向分裂成若干个球体,躯干将退化成丝状物,连接着相邻的球体。在分裂过程中,质量是均匀分布的。换句话说,若分裂成k个球体,每个球体的质量为原来的1/k。然而,密码的分布是不确定的。若分割成k个球体,密码会被切割成k段(每段长度至少为1),并按从头到尾的顺序分布在各个球体中。如图,为其中一种合法的一次分裂:

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接下来,细胞会经历二次分裂。对于每个球体,其中会含有一小段密码(注意他是有序的),我们把它看作一个十进制的数T。这个球体会被分割成T个小球体,并排成一排,之间用躯干退化成的丝状物相连接,并且质量仍然是均匀分布的,每个小球体的质量都是原球体的1/T。至此,密码已经发挥了它的作用,便消失了。如图,为二次分裂:

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最后,细胞会进行变异。相邻小球体之间的丝状物可能会退化掉,这两个小球体便会以相切的方式直接连接。显然,二次分裂后,除两端外的每个小球体都有两段丝状物与其连接(头尾两端的小球体只有一段丝状物与其相连)。对于每个小球体,必须至少退化一段与其相连的丝状物,否则这个结构不稳定,会继续变异。如图,为一种稳定的变异:

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现在,我们想知道,对于一个给定密码的细胞,总共有多少种稳定的结构。两种结构被认为相同,当且仅当他们拥有相同个数的小球体,从头到尾每个小球体的质量相同,并且从头到尾每对相邻小球体之间的连接方式相同(都是通过丝状物相连或都是通过相切直接相连)。你只需要回答这个结果 mod 1000000007即可。

Input

第一行为一个正整数n,表示细胞密码的长度。

第二行共n个数字,为给定的细胞密码,中间没有空格。

Output

只包含一个整数,为细胞的种数 mod 1000000007的结果。

Sample Input

【样例输入一】

1

1

【样例输入二】

1

5

【样例输入三】

2

11

Sample Output

【样例输出一】

0

【样例输出二】

3

【样例输出三】

56


HINT

【数据规模】


对于5%的数据满足,n ≤ 6;


对于25%的数据满足,n ≤ 25;


对于60%的数据满足,n ≤ 100;


对于70%的数据满足,n ≤ 300;


对于100%的数据满足,n ≤ 1 000。

Source

Day2

 

 

【分析】

  好题?

  感谢数学试卷让我发现了这个可爱的斐波那契数列。。【hhh

  然后【矩阵的指数不能mod phi[p]? 。。被奥爷爷d了。。。。

  首先,第一步或第三步不同,则出来的结果一定不同【自己想为什么吧、、我就是这样觉得的

  对于第三步,他说一个球两边一定有一边被缩了,其实就是n条边,让你选若干条不缩的边,他们不相邻(因为两端的点是有一条边,所以两端的边是不能选的)

  这个模型就是数学试卷上的经典模型?f[n]=f[n-1]+f[n-2],就是枚举第n个选还是不选,就是斐波那契数列。

  第三步的判断就搞定了。

  对于第一第二步,就是把这个大数字分成很多部分,套上第三步的方案加入答案中,这个可以用DP处理。

  f[x][0]表示x前面那条边没有选,

  f[x][1]表示x前面那条边选了。

   f[i][0]=f[i][0]+f[j][0]*F[nw-3]+f[j][1]*F[nw-2]

  f[i][1]=f[i][1]+f[j][0]*F[nw-2]+f[j][1]*F[nw-1] 

  //F表示斐波那契数列, nw表示j+1~i表示的数。

 

  然后问题来了,F[nw???]怎么求,nw是个即大的数额。。

  【一开始我以为矩阵幂的质数可以mod phi 还乐呵呵地打了。。。

  其实可以预处理,但是传统的快速幂的话,貌似,挺慢??而且你要高精??

  传统的快速幂是以2为底的快速幂,他给你的高精数是10进制下的,不如把快速幂改成10为底的,那么你可以发现,有些过程可以合并,比如你算[l,r]的f,中间已经算了[l,r-1]的部分。

  所以预处理就是O(n^2*一个不知道多大的常数)

  好像别人打的都挺快的。。。可以看看其他解法:http://www.cnblogs.com/cghAndy/p/6594538.html

 

  总时间复杂度:O(n^2*一个不知道多大的常数)

 

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  1 #include<cstdio>
  2 #include<cstdlib>
  3 #include<cstring>
  4 #include<iostream>
  5 #include<algorithm>
  6 using namespace std;
  7 #define LL long long
  8 #define Mod 1000000007
  9 #define Maxn 1010
 10 
 11 int n;
 12 
 13 struct node
 14 {
 15     LL w[3][3];
 16 }t[17],tt[3];
 17 
 18 LL a[Maxn],f[Maxn][2];
 19 char s[Maxn];
 20 
 21 void mul(int z,int x,int y)
 22 {
 23     t[2]=tt[0];
 24     for(int k=1;k<=2;k++)
 25      for(int i=1;i<=2;i++)
 26       for(int j=1;j<=2;j++)
 27         t[2].w[i][j]=(t[2].w[i][j]+t[x].w[i][k]*t[y].w[k][j])%Mod;
 28     t[z]=t[2];
 29 }
 30 
 31 void qpow(int x,int b)
 32 {
 33     t[1]=tt[1];
 34     while(b)
 35     {
 36         if(b&1) mul(1,x,1);
 37         mul(x,x,x);
 38         b>>=1;
 39     }
 40     t[x]=t[1];
 41 }
 42 
 43 LL B[Maxn][Maxn][3];
 44 
 45 LL get_f(int x)
 46 {
 47     t[3]=tt[2]; 
 48     t[4]=tt[1];
 49     for(int i=x;i<=n;i++)
 50     {
 51         qpow(4,10);
 52         t[0]=t[3];
 53         qpow(0,a[i]);
 54         // mul(4,a[i]-10,4);
 55 
 56         t[5]=t[4];
 57         B[x][i][0]=t[5].w[1][1];
 58         mul(5,5,3);
 59         B[x][i][1]=t[5].w[1][1];
 60         mul(5,5,3);
 61         B[x][i][2]=t[5].w[1][1];
 62     }
 63 }
 64 
 65 void init()
 66 {
 67     tt[0].w[1][1]=0;tt[0].w[1][2]=0;
 68     tt[0].w[2][1]=0;tt[0].w[2][2]=0;
 69     
 70     tt[1].w[1][1]=1;tt[1].w[1][2]=0;
 71     tt[1].w[2][1]=0;tt[1].w[2][2]=1;
 72     
 73     tt[2].w[1][1]=0;tt[2].w[1][2]=1;
 74     tt[2].w[2][1]=1;tt[2].w[2][2]=1;
 75     
 76     t[11]=tt[1];t[5]=tt[1];
 77     for(int i=2;i<=9;i++)
 78     {
 79         mul(i,i-1,5);
 80     }
 81 }
 82 
 83 int main()
 84 {
 85     init();
 86     scanf("%d",&n);
 87     scanf("%s",s+1);
 88     for(int i=1;i<=n;i++) a[i]=s[i]-0;
 89     
 90     memset(f,0,sizeof(f));
 91     f[0][0]=1;
 92     
 93     int i,j,k;
 94     for(i=1;i<=n;i++) get_f(i);
 95     
 96     for(i=1;i<=n;i++)
 97      for(j=0;j<i;j++)
 98       {
 99           f[i][0]=f[i][0]+f[j][0]*B[j+1][i][0];f[i][0]%=Mod;
100           f[i][0]=f[i][0]+f[j][1]*B[j+1][i][1];f[i][0]%=Mod;
101           f[i][1]=f[i][1]+f[j][0]*B[j+1][i][1];f[i][1]%=Mod;
102           f[i][1]=f[i][1]+f[j][1]*B[j+1][i][2];f[i][1]%=Mod;
103           
104       }
105     printf("%d\n",f[n][0]);
106     return 0;
107 }
View Code

 

2017-03-21 21:16:25

【BZOJ 2323】 2323: [ZJOI2011]细胞 (DP+矩阵乘法+快速幂*)

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