[正睿集训] 集合幂级数和状压dp

时间:2024-02-29 16:48:55

集合幂级数

这个东西是我翻集训队论文看的,由于我太弱只能感性理解了。

类似于生成函数,设 \(U=\{1,2...n\}\),那么集合幂级数定义为:

\[f=\sum_{S\subseteq U} f_Sx^S \]

集合幂级数的记号 \(x\) 是有意义的,对于一个 \(n\) 维向量 \(x\) 和一个集合 \(S\in U\),我们定义:

\[x^S=\prod_{i\in S}x_i \]

对于一个 \(n\) 维向量 \(x\) 和一个集合幂级数 \(f\),定义:

\[f(x)=\sum f_S\cdot x^S \]

可以用这东西来解释莫比乌斯变换(\(\tt FWT\) 正变换):

\[\hat f_{\vec S}=f(\vec S)=\sum_{i}f_i\cdot\vec S^i \]

其中 \(\vec S\) 根据我们是求的那一位把向量 \(s_i\) 设置成 \(0/1\) 然后带入,所以莫比乌斯变换求出来的是特征向量的点值,它的本质是求值,那么莫比乌斯反演(就是逆变换)的本质是插值,所以 \(\tt FWT\) 中间直接乘是多么地顺理成章!

我们定义集合幂级数的求导为:

\[(cx^S)\'=\sum_{v\in S}cx^{S-\{v\}} \]

别问我这个怎么来的,求导比较有用就对了,还是要看一看例题。

游戏机

题目描述

\(U=\{1,2...n\}\),有一个人在玩游戏机,每回合游戏机会随机产生一个 \(U\) 的子集,其中产生子集 \(S\) 的概率为 \(p_S\),当集合并集为 \(U\) 时游戏结束。问游戏结束的期望回合数。

\(n\leq20\)

解法

\(p\) 看成集合幂级数,那么第 \(k\) 回合结束后 \(S\) 集合的概率为集合幂级数 \(p^k\) 的第 \(S\) 项,用集合并卷积来定义乘法。不难得到答案是下面这个东西:

\[[x^U]\sum_{i=1}^\infty k(p^k-p^{k-1}) \]

设答案的集合幂级数为 \(f\),两边做正变换,然后点值就可以直接相乘了:

\[\hat f_S=\sum_{k=1}^\infty k(\hat p_S^k-\hat p_S^{k-1})=-\sum_{k=0}^\infty\hat p_{S}^k \]

\[\hat f_S=\begin{cases}-\frac{1}{1-\hat p_S}&\hat p_S<1\\0&\hat p_S=1\end{cases} \]

然后对 \(\hat f\) 做逆变换即可,时间复杂度 \(O(n2^n)\)

生成子图

题目描述

给你一个 \(n\) 个点的无向图 \(G\),求联通生成子图的个数对 \(1e9+7\) 取模的结果,\(G\) 的生成子图即包含 \(G\) 中所有结点的子图。

\(n\leq20\)

解法

\(f_S\)\(G\) 由结点集 \(S\) 导出的子图的联通生成子图的个数,\(g_S\) 为由结点集 \(S\) 导出的子图生成子图的个数,特别地,令 \(f_\varnothing=g_\varnothing=0\)(要不然不收敛,因为常数项有值就一直卷自己)

\(g\) 好求,\(f\) 难求,这个操作我感觉很像反演之类的,多么高妙的操作!

\(f,g\) 看成集合幂级数,用子集卷积定义乘法,则:

\[1+g=\sum_{k\geq0}\frac{f^k}{k!} \]

上式的组合意义是从联通子图里面抽出若干个组成随便的子图,由于同一种图会被卷 \(k!\) 次所以要除掉,因为 \(k=0\) 是可以的所以左边会有常数项 \(1\),继续推柿子:

\[1+g=e^f \]

\[f=\ln(1+g) \]

\(g\) 是好求的,\(g_S=2^{m_S}\) 也就是导出子图的边数,但是现在一定不要直接用多项式求 \(\ln\) 了!因为集合幂级数不能直接用形式幂级数的方法做的,我们要把它转成形式幂级数再去操作。

先把 \(g\) 转化成集合占位幂级数

什么是集合占位幂级数,为什么不能直接用集合幂级数呢?

因为本题的乘法是定义的子集卷积,所以要增加一个记号表示 \(pop\_count\)(你回忆下怎么做子集卷积的),集合占位幂级数可以理解成一个二元生成函数,我们定义 \(g\) 的集合占位幂级数 \(G\) 为:

\[G=\sum g_S\cdot z^{|S|}\cdot x^S \]

得到了 \(G\) 之后我们对 \(G\) 做莫比乌斯变换(子集卷积怎么做的你就怎么做就行了),因为我们是把向量 \(\vec S\) 带进去求值了,相当于 \(x^S\) 被我们消掉了,所以 \(G_{\vec S}\) 的这些项挑出来是关于 \(z\)\(n+1\) 次多项式,这个就真的是形式幂级数了,然后对这个形式幂级数求 \(\ln\) 即可。求出来以后再逆变换回去,这样就得到了 \(f\) 的集合占位幂级数,答案就是 \(x\) 的第 \(U\)\(z\) 的第 \(n\) 项。

最后补充一下对于形式幂级数 \(a=\sum_{k\geq 1}a_kz^k\)\(b=\ln(1+a)\) 的递推方法,考虑求导:

\[b\'=\frac{a\'}{1+a} \]

\[b\'(1+a)=a\' \]

\[b_k\'+\sum_{i=0}^{k-1}b_i\'a_{k-i}=a\'_k \]

\[(k+1)b_{k+1}=(k+1)a_{k+1}-\sum_{i=0}^{k-1}(i+1)b_{i+1}a_{k-i} \]

\[b_{k+1}=a_{k+1}-\frac{1}{k+1}\sum_{i=0}^{k-1}(i+1)b_{i+1}a_{k-i} \]

总时间复杂度 \(O(n^22^n)\),集合幂级数 \(\tt yyds\)

集合划分计数

题目描述

点此看题

解法

反而是比较板的题了,设 \(f\) 是集合族对应的集合幂级数,设 \(g\) 为答案对应的集合幂级数,定义本题的乘法子集卷积,那么有:

\[g=\sum_{i=0}^k\frac{f^i}{i} \]

\[g\'=f\'g-\frac{f^k}{k!}f\' \]

我们用先把集合占位幂级数搞出来,再用 \(\tt FWT\) 把它转成形式幂级数,然后就可以为所欲为了,考虑把 \(g\) 这个东西递推出来,我们就考虑单个项的递推:

\[(n+1)g_{n+1}=g\'_n=\sum_{i=0}^n(f_i\'g_{n-i}-\frac{1}{k}f_{i}^kf_{n-i}\') \]

现在的问题变成了求 \(f^k\),这个东西也可以 \(O(n^2)\) 递推,还是用求导的方法:

\[h=f^k \]

\[h\'=kf^{k-1}f\' \]

\[fh\'=kf^kf\'=khf\' \]

把这个东西展开成关于 \(n\) 项系数的等式:

\[\sum_{i=0}^nf_{n-i}h_{i+1}(i+1)=k\sum_{i=0}^nh_{n-i}f_{i+1}(i+1) \]

\[h_{n+1}=\frac{k\sum_{i=0}^n(i+1)h_{n-i}f_{i+1}-\sum_{i=0}^{n-1}f_{n-i}h_{i+1}(i+1)}{(n+1)f_0} \]

但是很明显 \(f_0=0\),所以我们要把多项式 \(f\) 平移到常数项为有值,那么 \(O(n^22^n)\) 即可解决本题。

搞这么麻烦,多项式快速幂它不香么

CF1034E Little C Loves 3 III

题目描述

点此看题

解法

小清新题,不过用上面讲的那套理论会会更好理解

考虑 \(p=4\) 有什么特别的地方?这道题直接子集卷积显然是无法通过的,但是我们可以让 \(z=4\),这样即达到了标记的效果,又省掉了 \(z\) 这一位,所以可以直接 \(or\) 卷积了。

具体来说我们令 \(a_x=s_x\times 4^{cnt(x)},b_x=s_x\times 4^{cnt(x)}\),卷积的结果除以 \(4^{cnt(x)}\) 就可以得到答案,时间复杂度 \(O(n2^n)\)

#include <cstdio>
#include <iostream>
using namespace std; 
const int M = 1<<21;
#define int long long
int read()
{
	int x=0,f=1;char c;
	while((c=getchar())<\'0\' || c>\'9\') {if(c==\'-\') f=-1;}
	while(c>=\'0\' && c<=\'9\') {x=(x<<3)+(x<<1)+(c^48);c=getchar();}
	return x*f;
}
int n,cnt[M],a[M],b[M];char s[M];
void fwt(int *a,int op)
{
	for(int i=1;i<n;i<<=1)
		for(int p=i<<1,j=0;j<n;j+=p)
			for(int k=0;k<i;k++)
			{
				if(op==1) a[i+j+k]+=a[j+k];
				else a[i+j+k]-=a[j+k];
			}
}
signed main()
{
	n=1<<read();
	for(int i=1;i<n;i++)
		cnt[i]=cnt[i>>1]+(i&1);
	scanf("%s",s);
	for(int i=0;i<n;i++)
	{
		int x=s[i]-\'0\';
		a[i]=x<<(2*cnt[i]);
	}
	scanf("%s",s);
	for(int i=0;i<n;i++)
	{
		int x=s[i]-\'0\';
		b[i]=x<<(2*cnt[i]);
	}
	fwt(a,1),fwt(b,1);
	for(int i=0;i<n;i++) a[i]=a[i]*b[i];
	fwt(a,-1);
	for(int i=0;i<n;i++)
		printf("%lld",(a[i]>>(2*cnt[i]))&3);
}

状压dp

其实主要是个分界线,下面都是状压 \(dp\) 的题。

小结:设计状态

优化状态:合法状态 \(/\) 等价类

CF1342F Make It Ascending

题目描述

点此看题

解法

\(n\leq 15\) 是一个很神奇的数据范围,通常会和 \(3^n\) 的子集枚举扯上关系。

这道题貌似不好直接操作,考虑反向构造,把若干个数划分到一个集合里面,设 \(dp_{i,p,s}\) 表示划分了 \(i\) 个集合,且第 \(i\) 个集合的基础点是 \(p\)(所有的元素都合并到他),已经使用的元素集合是 \(s\),第 \(i\) 个集合的最小值。

那么怎么转移呢?使用刷表法,我们枚举原来集合的一个超集 \(s_0\)(复杂度相当于子集枚举),判断 \(sum[s_0]>dp[i][p][s]\) 的时候才能转移,选择 \(s_0\) 编号大于 \(p\) 的第一个点就行了,这里有点贪心的味道因为选取的基础点编号肯定是越小越好,时间复杂度 \(O(n^23^n)\)

为了好写 \(p=p+1\),输出就还原一下 \(dp\) 路径即可。

#include <cstdio>
#include <iostream>
using namespace std;
const int M = 16;
const int inf = 0x3f3f3f3f;
int read()
{
	int x=0,f=1;char c;
	while((c=getchar())<\'0\' || c>\'9\') {if(c==\'-\') f=-1;}
	while(c>=\'0\' && c<=\'9\') {x=(x<<3)+(x<<1)+(c^48);c=getchar();}
	return x*f;
}
int T,n,a[M],id[M],dp[M][M][1<<15],sum[1<<15];
struct node
{
	int x,y,z;
}fa[M][M][1<<15];
void solve()
{
	for(int i=0;i<=n;i++)
		for(int j=0;j<=n;j++)
			for(int k=0;k<(1<<n);k++)
				dp[i][j][k]=inf,fa[i][j][k]=node{0,0,0};
	dp[0][0][0]=0;
	for(int i=0;i<n;i++)
		for(int p=0;p<n;p++)
			for(int s=0;s<(1<<n);s++)
				if(dp[i][p][s]!=inf)
				{
					int ns=((1<<n)-1)^s;//枚举超集 
					for(int s0=ns;s0;s0=(s0-1)&ns)
						if(sum[s0]>dp[i][p][s] && (s0>>p)!=0)
						{
							int x=p+1+__builtin_ctz(s0>>p),y=s|s0;
							dp[i+1][x][y]=min(dp[i+1][x][y],sum[s0]);
							if(dp[i+1][x][y]==sum[s0])
								fa[i+1][x][y]=node{i,p,s};
						}
				}
	node ans;
	for(int i=n;i>=1;i--)
		for(int p=1;p<=n;p++)
			if(dp[i][p][(1<<n)-1]<inf)
			{
				ans=node{i,p,(1<<n)-1};
				goto In;
			}
	In:;
	printf("%d\n",n-ans.x);
	for(int i=0;i<n;i++) id[i]=i+1;
	while(ans.x!=0)
	{
		node t=fa[ans.x][ans.y][ans.z];
		int s=ans.z^t.z;
		for(int i=0;i<n;i++)
			if((s&(1<<i)) && i!=ans.y-1)
			{
				printf("%d %d\n",id[i],id[ans.y-1]);
				for(int j=i+1;j<n;j++) id[j]--;
			}
		ans=t;
	}
}
signed main()
{
	T=read();
	while(T--)
	{
		n=read();
		for(int i=0;i<(1<<n);i++) sum[i]=0;
		for(int i=0;i<n;i++)
		{
			a[i]=read();
			for(int j=0;j<(1<<n);j++)
				if((1<<i)&j) sum[j]+=a[i];
		}
		solve();
	}
}

CF1326F2 Wise Men

题目描述

点此看题

解法

第一步就是神来之笔,我们发现相邻两个人认识是 \(1\) 不认识是 \(0\),这个限制太他妈操蛋了。我们让 \(1\) 表示两个人认识,\(0\) 表示没有限制,算出方案之后再容斥回去即可。

现在问题变成了有若干段 \(1\) 对应的排列计数,就相当于在原图里面选出若干条不相交的链的方案数。设有 \(k\) 条链,第 \(i\) 条链的长度为 \(x_i\),可以把这个东西看成 \(n\)整数拆分,所以情况数只有 \(P(n)=385\)

链的计数可以用集合幂级数来做,我们先用 \(O(n^22^n)\) 预处理长度为 \(i\) 的链的数量,定义乘法为或卷积,直接把长度为 \(x_i\) 的链的集合幂级数卷起来就行了,打表发现卷的次数不会很多。因为只有 \(n\) 个元素,所以最后得到的全集一定是对的,看似还要逆变换,其实对全集这一项用容斥原理逆变换只需要 \(O(2^n)\) 的复杂度。

可以把 \(01\)\(hash\) 到整数拆分序列去就可以得到容斥前的值,发现这个值的意义其实就是对答案做了一次 \(\tt and\) 卷积的正变换,所以我们对它做逆变换就得到了答案。

本题的两个妙妙点:指数级容斥、整数拆分的数量级较小。

#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm> 
#include <map>
using namespace std;
const int M = 20;
const int N = 1<<M;
#define ull unsigned long long
#define int long long
const ull sd = 371;
int read()
{
	int x=0,f=1;char c;
	while((c=getchar())<\'0\' || c>\'9\') {if(c==\'-\') f=-1;}
	while(c>=\'0\' && c<=\'9\') {x=(x<<3)+(x<<1)+(c^48);c=getchar();}
	return x*f;
}
int n,m,ans[N],a[M][M],f[N][M],g[M][N],t[M][N],bit[N],st[N];
map<ull,int> mp;
void fwtor(int *a,int n,int op)
{
	for(int i=1;i<n;i<<=1)
		for(int p=i<<1,j=0;j<n;j+=p)
			for(int k=0;k<i;k++)
			{
				if(op==1) a[i+j+k]=(a[i+j+k]+a[j+k]);
				else a[i+j+k]=(a[i+j+k]-a[j+k]);
			}
}
void fwtand(int *a,int n,int op)
{
	for(int i=1;i<n;i<<=1)
		for(int p=i<<1,j=0;j<n;j+=p)
			for(int k=0;k<i;k++)
			{
				if(op==1) a[j+k]+=a[i+j+k];
				else a[j+k]-=a[i+j+k];
			}
}
void dfs(int u,int la,int now,ull hash)
{
	if(u==n)
	{
		int tmp=0;
		for(int i=0;i<(1<<n);i++)
			tmp+=t[now][i]*((bit[m^i]&1)?-1:1);
		mp[hash]=tmp;
		return ;
	}
	for(int i=la;i<=n-u;i++)
	{
		for(int j=0;j<(1<<n);j++)
			t[now+1][j]=t[now][j]*g[i][j];
		dfs(u+i,i,now+1,hash*sd+i);
	}
}
signed main()
{
	n=read();
	for(int i=0;i<n;i++)
		for(int j=0;j<n;j++)
			scanf("%1lld",&a[i][j]);
	//处理链
	for(int i=0;i<n;i++) f[1<<i][i]=1;
	for(int i=0;i<(1<<n);i++)
		for(int j=0;j<n;j++)
			for(int k=0;k<n;k++)
				if((i&(1<<j)) && (i&(1<<k))==0 && a[j][k])
					f[i|(1<<k)][k]+=f[i][j];
	//fwt
	memset(g,0,sizeof g);
	for(int i=0;i<(1<<n);i++)
	{
		t[0][i]=1;
		if(i) bit[i]=bit[i>>1]+(i&1);
		for(int j=0;j<n;j++)
			g[bit[i]][i]+=f[i][j];
	}
	int cnt=0;
	for(int i=0;i<=n;i++)
	{
		fwtor(g[i],(1<<n),1);
	}
	//整数拆分 
	m=(1<<n)-1;
	dfs(0,1,0,0);
	//对应到所有01串上
	for(int i=0;i<(1<<n-1);i++)
	{
		ull hs=0;int top=0,now=1;
		for(int j=0;j<n-1;j++)
		{
			if(i&(1<<j)) now++;
			else st[++top]=now,now=1;
		}
		st[++top]=now;sort(st+1,st+1+top);
		for(int j=1;j<=top;j++) hs=hs*sd+st[j];
		ans[i]=mp[hs];
	}
	fwtand(ans,(1<<n-1),-1);
	for(int i=0;i<(1<<n-1);i++)
		printf("%lld ",ans[i]);
}

CF1152F2 Neko Rules the Catniverse

题目描述

点此看题

解法

神题,我真的没见过确定顺序的题可以不状压直接搞的,\(\tt OneInDark\) 的解释我认为是最好的。

首先做一个题意转化:找到每个点 \(i\) 之前第一个比他小的点 \(j\),那么对于这个点合法等价于 \(a_j+m\geq a_i\),不难发现这是充要条件。

你可能会觉得这个转化是垃圾,但其实它是神来之笔。这道题的突破口是 \(m\leq 4\),这就提示我们在值域序列上面放原序列的元素,也就是从小到大地往上填。但如果这么做的话就会有一个问题,你怎么知道填的是什么?怎么知道填上去的限制?但是这个题意转化正好适合从小到大填的这个特点,那么我们只需要考虑以前填过的信息即可,这一点是极其重要的。

为了便于理解我们构建出图论模型,\(i\) 连向左边第一个比他小的 \(fa\),我们在填数的时候确定了值转移的时候要确定 \(fa\),我们只需要证明这样和原序列 \(<a>\) 是一一对应的即可,证明 \(<a>\) 能对应到它不难,那怎么证明能对应过去呢?因为某个点的儿子一定是按权值从大到小排列的(顺序就是原序列中的位置),然后这些点的儿子有一定在夹着的区间里面,所以就获得了递归子问题,并且这个递归问题有且只有一个解

那么只用确定 \(fa\) 即可,这时候就要把前面的东西抛掉去想这个问题。首先可以没有 \(fa\)(相当于 \(fa\) 是超级根),或者是在 \([v-m,v)\) 这个区间里面确定一个合法的 \(fa\),这样就和状压联系到一起了。说到这里就不难定义出状态 \(dp[i][j][s]\) 表示考虑到值 \(i\),填入了 \(j\) 个数,后 \(m\) 位置的状态压缩为 \(s\),转移:

  • 不选:dp[i][j][k]=dp[i-1][j][k>>1]+dp[i-1][j][k>>1|up]
  • 选:dp[i][j][k]=dp[i-1][j-1][k>>1]*(1+bit[k>>1])+dp[i-1][j-1][k>>1|up]*(1+bit[k>>1|up])

其中 \(\tt bit\) 表示二进制下 \(1\) 的个数,可以用矩阵加速优化,时间复杂度 \(O(\log n\cdot k\cdot 2^m)\)

最后总结两句吧,这道题真的是神仙,\(n\) 这么大直接定义到状态里面,怎么敢的啊?\(k\) 这么小竟然不状压?还有这个题意转化真是人可以想到的?

这个题我真的搞了大半天,还是要谢谢 \(\tt OneInDark\) 的耐心讲解。

\(dp\) 虽然灵活多变,但还是有原则的,比如说这个题把题意转化到只需要用以前的信息,就可以 \(dp\) 了。

还有真的不要先入为主,觉得哪个思路是不可能的。逻辑主义很重要,比如这题就把 \(n=1e9\) 定义到状态里了(笑),当然我认为最合理的解释是 \(m\) 很小就指引你往这个方向想。

不得不吐槽一句这个题是真的抽象,不知道确定的是什么东西但就是可以 \(dp\)

哎,但是代码却挺好写的。

#include <cstdio>
#include <cstring> 
const int M = 305;
const int MOD = 1e9+7;
int read()
{
	int x=0,f=1;char c;
	while((c=getchar())<\'0\' || c>\'9\') {if(c==\'-\') f=-1;}
	while(c>=\'0\' && c<=\'9\') {x=(x<<3)+(x<<1)+(c^48);c=getchar();}
	return x*f;
}
int n,m,k,p,up,ans,bit[105];
struct Matrix
{
	int a[M][M];
	Matrix() {memset(a,0,sizeof a);}
	Matrix operator * (const Matrix &b) const
	{
		Matrix r;
		for(int i=0;i<=up;i++)
			for(int j=0;j<=up;j++)
				for(int k=0;k<=up;k++)
					r.a[i][k]=(r.a[i][k]+1ll*a[i][j]*b.a[j][k])%MOD;
		return r;
	}
}A;
Matrix qkpow(Matrix a,int b)
{
	Matrix r;
	for(int i=0;i<=up;i++) r.a[i][i]=1;
	while(b>0)
	{
		if(b&1) r=r*a;
		a=a*a;
		b>>=1;
	}
	return r;
}
int id(int x,int y)//编号函数 
{
	return x*p+y;
}
signed main()
{
	n=read();k=read();m=read();
	p=1<<m;up=id(k,p-1);
	for(int s=1;s<p;s++)
		bit[s]=bit[s>>1]+(s&1);
	for(int j=0;j<=k;j++)
	{
		for(int s=0;s<p;s++)
		{
			//不选的转移
			int s1=s>>1,s2=s1|(1<<m-1);
			if((s&1)==0)
			{
				A.a[id(j,s)][id(j,s1)]++;
				A.a[id(j,s)][id(j,s2)]++;
			}
			//选择的转移
			if(j==0 || (s&1)==0) continue;
			A.a[id(j,s)][id(j-1,s1)]+=(1+bit[s1]);
			A.a[id(j,s)][id(j-1,s2)]+=(1+bit[s2]);
		}
	}
	A=qkpow(A,n);
	for(int i=0;i<p;i++)
		ans=(ans+A.a[id(k,i)][id(0,0)])%MOD;
	printf("%d\n",ans);
}