BZOJ 1815: [Shoi2006]color 有色图 [Polya DFS 重复合并]
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题意:
染色图是无向完全图,且每条边可被染成k种颜色中的一种。
两个染色图是同构的,当且仅当可以改变一个图的顶点的编号,使得两个染色图完全相同。
问N个顶点,k种颜色,本质不同的染色图个数(模质数N≤53,P<109)。
想了一节课和一中午又看了课件
相同类型的循环合并的想法很巧妙
首先,点的置换对应唯一边的置换,我们可以枚举所有点的置换,找出每个置换下边置换的循环有多少个,然后套$Polya$公式
但是复杂度带叹号
我们发现,很多点置换类型是一样的,我们可以对$n$搜索划分来枚举点置换的类型(即每个循环的长度),然后找出这种类型的置换有多少个
设每个循环长度$L_1,L_2,...,L_n$,那么相同类型的置换就相当于每个循环做圆排列,然后消除循环长度相同的影响
$\frac{n!}{L_1 L_2...L_n s_1! s_2!...s_t!}$
$s$为相同的长度的个数
那么如何从点的置换得到边的置换?
同一个循环里的边,他们的置换个数为$\frac{L}{2}$,具体可以把点排成一个圈画图观察一下
两个循环之间的边,他们的置换长度为$LCM(L_1,L_2)$,共有$L_1*L_2$条边,则个数为$GCD(L_1,L_2)$
然后就可以做了
#include<iostream> #include<cstdio> #include<cstring> #include<algorithm> #include<cmath> using namespace std; const int N=60; typedef long long ll; inline int read(){ char c=getchar();int x=0,f=1; while(c<‘0‘||c>‘9‘){if(c==‘-‘)f=-1; c=getchar();} while(c>=‘0‘&&c<=‘9‘){x=x*10+c-‘0‘; c=getchar();} return x*f; } int n,m,P; ll inv[N],fac[N],facInv[N]; void ini(){ inv[1]=1;fac[0]=facInv[0]=1; for(int i=1;i<=n;i++){ if(i!=1) inv[i]=-P/i*inv[P%i]%P; if(inv[i]<0) inv[i]+=P; fac[i]=fac[i-1]*i%P; facInv[i]=facInv[i-1]*inv[i]%P; } } int L[N],tot; ll sum,ans; inline int gcd(int a,int b){return b==0 ? a : gcd(b,a%b);} inline ll Pow(ll a,int b){ ll re=1; for(;b;b>>=1,a=a*a%P) if(b&1) re=re*a%P; return re; } inline void mod(ll &x){if(x>=P) x-=P;} void dfs(int d,int now){ if(d==n){ int lo=0; ll cnt=fac[n],same=1; sort(L+1,L+1+tot); //printf("tot %d\n",tot); //for(int i=1;i<=tot;i++) printf("%d ",L[i]);puts("\n end"); for(int i=1;i<=tot;i++){ lo+=L[i]/2; for(int j=i+1;j<=tot;j++) lo+=gcd(L[i],L[j]); cnt=cnt*inv[L[i]]%P; if(i!=1&&L[i]==L[i-1]) same++; else if(same!=1) cnt=cnt*facInv[same]%P,same=1; } if(same!=1) cnt=cnt*facInv[same]%P; //printf("hi %d %lld\n",lo,cnt); mod(sum+=cnt); mod(ans+=cnt%P*Pow(m,lo)%P); //puts("\n"); }else{ for(int j=now;d+j<=n;j++){ L[++tot]=j; dfs(d+j,j); tot--; } } } int main(){ freopen("in","r",stdin); n=read();m=read();P=read(); ini(); dfs(0,1); //printf("%lld %lld\n",ans,sum); ans=ans*Pow(sum,P-2)%P; printf("%lld",ans); }
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