逆元
若 \(i \cdot x = 1\),則 \(i^{-1}=x\)。
遞推求乘法逆元
令 \(inv_i=i^{-1}\),則我們可以由上面的結論得到 \(inv_i = \lfloor-\frac{p}{i}\rfloor \cdot inv_{p \operatorname{mod} i} \operatorname{mod} p\) 。
程式碼
void C() {
inv[1] = 1;
for(int i = 2; i < MAXV; ++i) {
inv[i] = 1ll * (p - p / i) * inv[p % i] % p;
}
}
C();
平方求組合數
可以發現,\(C_n^m\) 有兩種情況:
- 選最後一個:\(C_{n-1}^{m-1}\)。
- 不選最後一個:\(C_{n-1}^m\)。
所以 \(C_n^m=C_{n-1}^{m-1}+C_{n-1}^m\)。(實際上這就是楊輝三角)
程式碼
void C() {
for(int i = 0; i < MAXV; ++i) {
c[i][0] = 1;
for(int j = 1; j <= i; ++j) {
c[i][j] = (c[i - 1][j - 1] + c[i - 1][j]) % MOD;
}
}
}
預處理求組合數
眾所周知,\(C_n^m=\frac{n!}{m!(n-m)!}\)。所以我們只需預處理出階乘的逆元。
令 \(f_i=i!,g_i=i!^{-1}\),則:
void C() {
inv[1] = f[0] = Inv[0] = 1;
for(int i = 1; i < MAXV; ++i) {
f[i] = 1ll * f[i - 1] * i % p;
inv[i] = (i > 1 ? 1ll * (p - p / i) * inv[p % i] % p : 1);
Inv[i] = 1ll * Inv[i - 1] * inv[i] % p;
}
}
C();
題目
CSES P1715
題目描述
給定一個字串 \(S\),求將其重新排列後能得到多少種不同的字串。
思路
首先在不考慮字元相同的情況下答案明顯就是 \(|S|!\),而每種相同字元會重複計算 \(cnt_x!\) 次,其中 \(cnt_x\) 表示字元 \(x\) 的出現次數,所以答案為:\(|S|! \cdot \prod \limits_{i=0}^{25} cnt_i!^{-1}\)。
時空複雜度均為 \(O(N)\)。
細節
無。
程式碼
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int MAXV = 1000001, MOD = 1000000007;
int f[MAXV], nv[MAXV], inv[MAXV], cnt[26], ans;
string s;
void C() {
f[0] = f[1] = nv[1] = inv[0] = inv[1] = 1;
for(int i = 2; i < MAXV; ++i) {
f[i] = 1ll * f[i - 1] * i % MOD;
nv[i] = 1ll * (MOD - MOD / i) * nv[MOD % i] % MOD;
}
for(int i = 2; i < MAXV; ++i) {
inv[i] = 1ll * inv[i - 1] * nv[i] % MOD;
}
}
int main() {
ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(0), cout.tie(0);
C();
cin >> s;
for(int i = 0; i < int(s.size()); ++i) {
cnt[s[i] - 'a']++;
}
ans = f[s.size()];
for(int i = 0; i < 26; ++i) {
ans = 1ll * ans * inv[cnt[i]] % MOD;
}
cout << ans;
return 0;
}
CSES P1716
題目描述
有 \(N\) 個小朋友和 \(M\) 個蘋果,求有多少中分配方案。
思路
可以看做是 \(M\) 個蘋果之間有 \(M-1\) 個空位,有 \(N-1\) 個板子要插在空位中,相鄰兩塊板子之間的蘋果就是屬於同一個小朋友的。可是小朋友可以不拿蘋果,所以我們再加入 \(N\) 個虛擬蘋果,使得每個小朋友都能拿到蘋果,所以答案為 \(C_{N+M-1}^{N-1}\)。
時空複雜度均為 \(O(N)\)。
細節
無
程式碼
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int MAXV = 2000001, MOD = 1000000007;
int n, m, f[MAXV], nv[MAXV], inv[MAXV], cnt[26], ans;
void C() {
f[0] = f[1] = nv[1] = inv[0] = inv[1] = 1;
for(int i = 2; i < MAXV; ++i) {
f[i] = 1ll * f[i - 1] * i % MOD;
nv[i] = 1ll * (MOD - MOD / i) * nv[MOD % i] % MOD;
}
for(int i = 2; i < MAXV; ++i) {
inv[i] = 1ll * inv[i - 1] * nv[i] % MOD;
}
}
int main() {
ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(0), cout.tie(0);
C();
cin >> n >> m;
cout << ((1ll * f[m + n - 1] * inv[n - 1]) % MOD * inv[m]) % MOD;
return 0;
}
GYM 104386 C
題目描述
有一個陣列 \(A=\{1,1,\dots\}\),每次對 \(A\) 進行字首和,求 \(K\) 次操作後 \(A_N\) 的值。
思路
令第 \(i\) 次第 \(j\) 項為 \(f_{i,j}\),可以得到 \(f_{i,j}=f_{i,j-1}+f_{i-1,j}\),現在我們轉換一下座標系,變為斜方向的,即 \(f_{i,j}=f_{i-1,j-1}+f_{i-1,j}\),很容易發現這就是組合數的遞推式。因為轉換了座標系,所以答案為 \(C_{N+K-1}^{N-1}\)。
時空複雜度均為 \(O(N+K)\)。
細節
注意第一維是 \(1\) 下標,第二維是 \(0\) 下標。
程式碼
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int MAXV = 2000001, MOD = 1000000007;
int t, n, k, f[MAXV], nv[MAXV], inv[MAXV];
void C() {
f[0] = f[1] = nv[1] = inv[0] = inv[1] = 1;
for(int i = 2; i < MAXV; ++i) {
f[i] = 1ll * f[i - 1] * i % MOD;
nv[i] = 1ll * (MOD - MOD / i) * nv[MOD % i] % MOD;
}
for(int i = 2; i < MAXV; ++i) {
inv[i] = 1ll * inv[i - 1] * nv[i] % MOD;
}
}
void Solve() {
cin >> n >> k;
int x = n + k - 1, y = n - 1;
cout << ((1ll * f[x] * inv[y]) % MOD * inv[x - y]) % MOD << "\n";
}
int main() {
ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(0), cout.tie(0);
C();
cin >> t;
while(t--) {
Solve();
}
return 0;
}
CSES P1717
題目描述
有 \(N\) 個小朋友送禮物,不能給自己送禮物,求每個小朋友都收到禮物的方案數。
思路
由於每個小朋友都要收到禮物,所以這就是求錯排數,使用 DP。
令 \(dp_x\) 表示長度為 \(x\) 的錯排數,\(A_1=i(2 \le i \le x)\)。則第 \(i\) 位上有兩種情況:
- \(A_i=1\),則方案數為 \(dp_{x-2}\),因為 \(A_1\) 和 \(A_i\) 已經不會對答案造成影響。
- \(A_i\ne 1\),則方案數為 \(dp_{x-1}\),因為 \(A_1\) 已經沒有作用,可以把 \(A_i\) 看做 \(A_1\)。
所以 \(dp_x = (x-1)(dp_{x-1}+dp_{x-2})\)。
細節
\(dp_0=1,dp_1=0\)。
程式碼
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int MAXV = 2000001, MOD = 1000000007;
int n, f[MAXV], nv[MAXV], inv[MAXV], dp[MAXV];
void F() {
f[0] = f[1] = nv[1] = inv[0] = inv[1] = 1;
for(int i = 2; i < MAXV; ++i) {
f[i] = 1ll * f[i - 1] * i % MOD;
nv[i] = 1ll * (MOD - MOD / i) * nv[MOD % i] % MOD;
}
for(int i = 2; i < MAXV; ++i) {
inv[i] = 1ll * inv[i - 1] * nv[i] % MOD;
}
}
int C(int x, int y) {
return ((1ll * f[x] * inv[y]) % MOD * inv[x - y]) % MOD;
}
int A(int x, int y) {
return (1ll * f[x] * inv[y]) % MOD;
}
int Pow(int a, int b) {
int res = 1;
while(b) {
if(b & 1) {
res = (1ll * res * a) % MOD;
}
a = (1ll * a * a) % MOD;
b >>= 1;
}
return res;
}
int main() {
ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(0), cout.tie(0);
F();
cin >> n;
dp[0] = 1, dp[1] = 0;
for(int i = 2; i <= n; ++i) {
dp[i] = 1ll * (i - 1) * (dp[i - 1] + dp[i - 2]) % MOD;
}
cout << dp[n];
return 0;
}
Luogu P4071
題目描述
求有多少種 \(1\) 到 \(N\) 的排列 \(A\),使得恰好有 \(M\) 個 \(i\) 滿足 \(A_i=i\)。
思路
由於有 \(M\) 個位置 \(A_i=i\),則剩下的肯定不滿足,即錯排,所以方案數為 \(dp_{N-M} \cdot C_{N}^{M}\)。
時空複雜度均為 \(O(N)\)
細節
無。
程式碼
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int MAXV = 2000001, MOD = 1000000007;
int t, n, m, f[MAXV], nv[MAXV], inv[MAXV], dp[MAXV];
void F() {
f[0] = f[1] = nv[1] = inv[0] = inv[1] = 1;
for(int i = 2; i < MAXV; ++i) {
f[i] = 1ll * f[i - 1] * i % MOD;
nv[i] = 1ll * (MOD - MOD / i) * nv[MOD % i] % MOD;
}
for(int i = 2; i < MAXV; ++i) {
inv[i] = 1ll * inv[i - 1] * nv[i] % MOD;
}
dp[0] = 1, dp[1] = 0;
for(int i = 2; i <= MAXV; ++i) {
dp[i] = 1ll * (i - 1) * (dp[i - 1] + dp[i - 2]) % MOD;
}
}
int C(int x, int y) {
return ((1ll * f[x] * inv[y]) % MOD * inv[x - y]) % MOD;
}
int A(int x, int y) {
return (1ll * f[x] * inv[y]) % MOD;
}
int Pow(int a, int b) {
int res = 1;
while(b) {
if(b & 1) {
res = (1ll * res * a) % MOD;
}
a = (1ll * a * a) % MOD;
b >>= 1;
}
return res;
}
int main() {
ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(0), cout.tie(0);
F();
cin >> t;
while(t--) {
cin >> n >> m;
cout << 1ll * dp[n - m] * C(n, n - m) % MOD << "\n";
}
return 0;
}