Star MST
这个场一大堆 DP,我还都不会做/kk。。。
首先我们需要知道一个性质,对于一张菊花图,要想满足菊花图的最小的生成树,其他不与 1 相连的边 必须满足:
即满足不管替换哪一条路径 都不会更优,上面的方程解一下就是 。容易明白这个条件是充要的。
那么现在着手 DP。
定义状态 ,表示已经定好了前 个点和它们的连边,其中与 1 相连的边权最大为 ,一共有多少种方案。
那么我们考虑转移,我们的一个阶段显然是选择 个点与 1 的连边边权是 ,不妨直接选择 个点与 1 的连边权小于 ,并考虑从 ()转移。
很容易想到我们选择点的方案数是 的(从剩下的 个点选 个点与 1 相连边权为 )。
很容易想到连边的边数是 的(即这 个点与除了 1 的前面的点的连边边权大于 ,这 个点之间相互连边的边权大于 )。
那么我们连边的方案数也就很显然了:。
然后我们就有了转移方程:
这个 可以预处理, 可以预处理, 可以快速幂或者光速幂。
初始状态 。
最后的答案是 。
时间复杂度 。
代码:
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22 23 24 25 26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55 56 57 58 59 60 61 62 63 64 65 66
| #include<iostream> #include<cstdio> #define ll long long using namespace std; namespace Ehnaev{ inline ll read() { ll ret=0,f=1;char ch=getchar(); while(ch<48||ch>57) {if(ch==45) f=-f;ch=getchar();} while(ch>=48&&ch<=57) {ret=(ret<<3)+(ret<<1)+ch-48;ch=getchar();} return ret*f; } inline void write(ll x) { static char buf[22];static ll len=-1; if(x>=0) {do{buf[++len]=x%10+48;x/=10;}while(x);} else {putchar(45);do{buf[++len]=-(x%10)+48;x/=10;}while(x);} while(len>=0) putchar(buf[len--]); } }using Ehnaev::read;using Ehnaev::write;
const ll N=3e2,mo=998244353;
ll n,k; ll comb[N+5][N+5],c[N+5][N+5],f[N+5][N+5];
inline ll Pow(ll b,ll p) { ll res=1;while(p) {if(p&1) res=res*b%mo;b=b*b%mo;p>>=1;}return res; }
inline void Init() { for(ll i=0;i<=n||i<=k;i++) { comb[i][0]=1; for(ll j=1;j<=i;j++) { comb[i][j]=(comb[i-1][j]+comb[i-1][j-1])%mo; } } }
int main() {
n=read();k=read();
Init();
f[1][0]=1; for(ll i=0;i<=k;i++) c[1][i]=1; for(ll i=2;i<=n;i++) { for(ll j=1;j<=k;j++) { for(ll p=1;p<i;p++) { ll tmp=c[p][j-1]; tmp=tmp*comb[n-p][i-p]%mo; ll tmp1=k-j+1,tmp2=(i+p-3)*(i-p)/2; tmp1=Pow(tmp1,tmp2)%mo; tmp=tmp*tmp1%mo; f[i][j]=(f[i][j]+tmp)%mo; c[i][j]=(c[i][j-1]+f[i][j])%mo; } } }
ll ans=0; for(ll i=1;i<=k;i++) {ans=(ans+f[n][i])%mo;}
write(ans);
return 0; }
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