@description@

给定初始集合为 1 ~ N 的全集,并给定一个 K。

每次对于当前集合 S,你可以选择 S 中的一个元素 x,并将 x 从 S 中删除。
假如 x - 2 在 1 ~ N 的范围内且不在集合 S 中,在 S 中加入 x - 2。
假如 x + K 在 1 ~ N 的范围内且不在集合 S 中,在 S 中加入 x + K。

求最后可以得到的不同集合数量 mod M。

Constraints
1≤K≤N≤150, 10^8≤M≤10^9

Input
输入格式如下:
N K M

Output
输出不同集合数量 mod M。

Sample Input 1
3 1 998244353
Sample Output 1
7

@solution@

考虑假如 x 与 x-2 最后都要被删除,肯定应该先删 x 再删 x-2(先删 x-2 的话,再删 x 就又多出来一个 x-2)。

那么我们连边 x -> x-2,x -> x+K,表示 x 比 x-2, x+K 先删。
最后如果要求删除的点形成一个环,肯定无解。否则我们按照拓扑序来删必然是一个合法方案。
那么相当于对于这样一个图,有多少点集满足点集内的点不形成环。

考虑与 K 无关的那些边,会连成 1 <- 3 <- ... 与 2 <- 4 <- ... 两条链,一条奇数,一条偶数。
接下来将 K 分奇偶讨论,因为 K 是偶数时 x -> x+K 必然是在奇偶内部连边,而 K 为奇数时可以跨奇偶连边。

当 K 为偶数时,我们要避免 a -> a-2 -> ... a-K -> a 这样的环,其实就是不能选择超过 K/2 + 1 个连续点。
这个随便怎么 dp 都可以。

当 K 为奇数时。注意到最小环必然恰好经过 2 条 K 边(0,1 显然,> 2 可以缩成 2 条)。
我们先将图写成类似以下形式(假设 K = 3):

其实就是对于每个奇数 x,将 x 与 x + K 放在同一层。
这样有什么好处呢?注意到环的形式一定为 a -> a-2 -> ... b-K -> b -> b-2 -> ... a-K -> a(假设 a 为奇数),对应到图上即从 a 开始往上走到某一点 b-K,再往右走到 b,再往上走到 a-K 的地方。
等价地说,假如这样一条往上 + 往右 + 往上的路径包含 > K + 1 个点,就会形成环。

注意到这样一条路径没有往下的选择,所以我们就可以从上到下 dp。
定义 dp(i, j, k) 表示前 i 层,往上 + 往右 + 往上的路径包含 j 个点,右边偶数的链对应往上的点连续选中了 k 个。
k 这一维是为了方便我们得到新的 j(可能在 i 这个点直接往右走)。
注意往上 + 往右 + 往上,两个往上可以缩减成一个点,但必须要有往右的过程。

@accepted code@

#include <cstdio>
#include <algorithm>
using namespace std;
const int MAXN = 150;
int N, K, M;
int add(int a, int b) {return (a + b)%M;}
int mul(int a, int b) {return 1LL*a*b%M;}
int f[MAXN + 5][MAXN + 5];
void solve1() {
    K /= 2, f[0][0] = 1;
    for(int i=1;i<=N;i++) {
        for(int j=0;j<=K;j++)
            f[i][0] = add(f[i][0], f[i-1][j]);
        for(int j=0;j<K;j++)
            f[i][j+1] = add(f[i][j+1], f[i-1][j]);
    }
    int ans1 = 0, ans2 = 0;
    for(int i=0;i<=K;i++)
        ans1 = add(ans1, f[N/2][i]);
    for(int i=0;i<=K;i++)
        ans2 = add(ans2, f[(N+1)/2][i]);
    printf("%d\n", mul(ans1, ans2));
}
int g[2*MAXN + 5][MAXN + 5][MAXN + 5];
void solve2() {
    int p; g[0][0][0] = 1;
    for(int i=2;i-K<=N;i+=2) {
        for(int j=0;j<=N;j++)
            for(int k=0;k<=K+1;k++)
                g[i][0][0] = add(g[i][0][0], g[i-2][j][k]);
        if( i <= N ) {
            for(int j=0;j<=N;j++)
                for(int k=0;k<=K+1;k++)
                    g[i][j+1][0] = add(g[i][j+1][0], g[i-2][j][k]);
        }
        if( i - K >= 1 ) {
            for(int j=0;j<=N;j++) {
                for(int k=1;k<=K;k++)
                    g[i][0][k+1] = add(g[i][0][k+1], g[i-2][j][k]);
                g[i][0][0] = add(g[i][0][0], g[i-2][j][0]);
            }
        }
        if( i <= N && i - K >= 1 ) {
            for(int j=0;j<=N;j++)
                for(int k=0;max(k,j+1)<=K;k++)
                    g[i][j+1][max(k+1,j+2)] = add(g[i][j+1][max(k+1,j+2)], g[i-2][j][k]);
        }
        p = i;
    }
    int ans = 0;
    for(int j=0;j<=N;j++)
        for(int k=0;k<=K+1;k++)
            ans = add(ans, g[p][j][k]);
    printf("%d\n", ans);
}
int main() {
    scanf("%d%d%d", &N, &K, &M);
    if( K % 2 == 0 ) solve1();
    else solve2();
}

@details@

感觉 AGC 好像很喜欢出这种状态定义比较抽象,但是状态转移非常简单的 dp 题。
比如 AGC039E,或者说 AGC037D 都是这种类型的 dp。

你以为你绕了半天写出来的长代码就是正解了?
拜托,正解根本不足 100 行.jpg。

但是做了这么多 AGC 的 dp 题还是不会 QAQ。

01-12 04:42