一道很经典的期望 ( ( (至少我感觉这个名字会流芳百世 ) ) )。这道题我感觉是很神仙的期望 d p dp dp。
首先看如果操作第 i i i 个开关时,所有编号为 i i i 的约数 ( ( (包括 1 1 1 和 i i i ) ) )的灯的状态都会改变,那么也就是说,每个点按多次,实际上就是 2 2 2 种操作,按或者不按,而且每个按键都不可能被其它按键的组合键代替 ( ( (感性理解一下,如果可能的话,势必会影响到其它的点 ) ) )。所以我们可以先从大到小扫一遍,碰到亮的就点,同时把是它的因数的点状态异或 1 1 1,这样找到必须要按的键。实际上相当于除了这些键,按其它的键,就必须要按一个相同的键给按回来。
于是在处理完必须要按的键之后,我们可以进行期望 d p dp dp。设 f [ i ] f[i] f[i] 表示从 i i i 个需要按的键到 i − 1 i-1 i−1 个需要按的键的期望操作次数。那么转移方程为 f [ i ] = i n + n − i n × ( f [ i ] + f [ i + 1 ] + 1 ) f[i] = \frac{i}{n} + \frac{n-i}{n} \times (f[i] +f[i+1] + 1) f[i]=ni+nn−i×(f[i]+f[i+1]+1)考虑这个方程的含义,实际上是有 i n \frac{i}{n} ni 的概率能按到正确的键位,也就是能到 i − 1 i-1 i−1 个需要按的键这一个状态;有另外 n − i n \frac{n-i}{n} nn−i 的概率会按到错误的键位,所以在之后的操作中需要把这个按键给按回来,那么就多了一个需要按的键,而且需要按的键变成了 i + 1 i+1 i+1 个,此时需要操作的次数是 f [ i + 1 ] + 1 f[i+1]+1 f[i+1]+1,按回来 i i i 之后还需要 f [ i ] f[i] f[i] 次操作次数到 i − 1 i-1 i−1。
然后把上面的式子化简 f [ i ] = n + ( n − i ) × f [ i + 1 ] i f[i] = \frac{n + (n-i) \times f[i+1]}{i} f[i]=in+(n−i)×f[i+1]求出这个东西之后,我们比较一下必须按的按键的个数 ( ( (设为 c n t ) cnt) cnt)和 k k k,如果 c n t cnt cnt 比 k k k 小,那么我们就可以像一开始那样从大到小扫,答案就是 c n t cnt cnt,否则的话,答案为 f [ c n t ] + f [ c n t − 1 ] + f [ c n t − 2 ] + ⋯ + f [ k + 1 ] f[cnt]+f[cnt-1]+f[cnt-2]+\dots+f[k+1] f[cnt]+f[cnt−1]+f[cnt−2]+⋯+f[k+1],相当于是从需要按 c n t cnt cnt 个到需要按 k k k 的期望操作次数,最后加上 k k k,因为剩下只需要 k k k 次操作即可。
#include <cstdio>
#include <iostream>
#include <cstring>
#include <algorithm>
#include <cmath>
#define re register
#define int long long
#define rep(a,b,c) for(re int a(b) ; a<=c ; ++a)
#define drep(a,b,c) for(re int a(b) ; a>=c ; --a)
using namespace std;
inline int read(){
int x=0,f=1;char ch=getchar();
while(ch<'0'||ch>'9'){if(ch == '-') f=-1 ; ch=getchar();}
while(ch>='0'&&ch<='9'){x=(x<<1)+(x<<3)+(ch^48) ; ch=getchar();}
return x*f;
}
const int M = 1e5+10;
const int mod = 100003;
int n,k,cnt;
int a[M],f[M];
inline int ksm(int x,int y){
int res = 1;
while(y){
if(y&1) res = res * x % mod;
x = x * x % mod;
y >>= 1;
}
return res % mod;
}
signed main(){
n = read(),k = read();
rep(i,1,n) a[i] = read();
drep(i,n,1){
if(a[i] == 0) continue;
cnt++;
for(re int j(1) ; j*j<=i ; ++j){
if(i%j == 0){
a[j] ^= 1;
if(i != j*j) a[i/j] ^= 1;
}
}
}
if(cnt <= k){
rep(i,1,n) cnt = cnt * i % mod;
printf("%lld\n",cnt);
}
else{
f[n+1] = 0;
drep(i,n,1){
int s1 = ((n-i) * f[i+1] % mod + n) % mod;
int s2 = ksm(i,mod-2);
f[i] = s1 * s2 % mod;
}
int ans = 0;
rep(i,k+1,cnt) ans = (ans + f[i]) % mod;
ans = (ans + k) % mod;
rep(i,1,n) ans = ans * i % mod;
printf("%lld\n",ans%mod);
}
return 0;
}