bzoj3209 花神的数论题——数位dp
题目大意:
花神的题目是这样的 设 sum(i) 表示 i 的二进制表示中 1 的个数。给出一个正整数 N ,花神要问你 派(Sum(i)),也就是 sum(1)—sum(N) 的乘积。
要对10000007(非质数)取模
n<=10^15
分析:
O(nlogn)暴力显然可以想出来。显然会tle
这是从1~n一个一个枚举并变成二进制算的,但是我们是否可以向普通的数位dp,一次性枚举许多个数呢?
二进制的n,大概最多50位。例如21=10101.它显然可以拆成二进制下的10000+100+1
那么,我们是否可以尝试着去先算出来1~10..0的sum乘积?
假设这是一个n位数,也就是有n-1个零
考虑只有一个1的数字个数,C(n,1),即,在n个位置上,取1个位置变成1的方案数。那么,sum[i]=1的数的贡献就是1^c(n,1)
只有二个1,C(n-1,2),注意,是n-1位,因为除了特殊的10..000之外,其他的数都只有n-1个位置可放1。同理,sum[i]=2的数的贡献就是2^c(n-1,2),因为本身就是连乘嘛,交换律结合律就先把不同个数的数所做的贡献乘起来。
三个1同理。
……
以21=10101为例,这样我们可以切掉n的第一个10000以下的方案。
现在我们要处理10001~10100的方案数,我们仍然可以利用刚才处理100的思路,
只是,放一个1在最后的三位,必然每次都要加上之前已经有过的那一个1(10000),所以,是2^c(3,1)
2个1同理,是3^c(2,2)
这样,就解决问题了。
代码:
#include<bits/stdc++.h> using namespace std; typedef long long ll; const int mod=10000007; ll ans=1; ll sum; ll wei; ll c[52][52]; ll n; ll qm(ll x,ll y) {ll ret=1,base=x;while(y){if(y&1) ret=(ret*base)%mod;base=(base*base)%mod;y>>=1;}return ret; } int main() {c[0][0]=1;for(int i=1;i<=50;i++){c[i][0]=1;for(int j=1;j<=50;j++)c[i][j]=c[i-1][j-1]+c[i-1][j];}//直接打表就好,//注意,组合数将作为指数部分,不能取模 C(50,25)long long也开的下,scanf("%lld",&n);wei=0;sum=0;//sum,已经处理出来的之前的1的个数 for(wei=50;wei>=1;wei--)//按位枚举 {if(n&((ll)1<<wei-1)){ans=(ans*qm(sum+1,wei))%mod;//处理1个的特殊情况 for(int k=sum+2,s=2;k<=sum+wei-1;k++,s++){ans=(ans*qm(k,c[wei-1][s]))%mod;}sum++; }}printf("%lld",ans);return 0; }
总结:
数位dp的最初思想的来源,就是利用整千,整万,整十万的整齐特殊性质,可以利用可以想到的数学方法,对枚举进行大幅的简化,直接减少到O(logn)
这个题其实算是数位dp的裸题,还是比较常规的。
对于其他的符合规定的第k小的数(启示录),是先预处理整位的情况,再按位枚举,考虑每个数能填几,从而类似康拓展开,找到第k小的数。
或者[l,r]区间内多少个满足限制的数,前缀和思想,求l-1以内,再求r以内做差就好。
转载于:https://www.cnblogs.com/Miracevin/p/9090196.html
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