Description
- 对于一个两边各有n个点的二分图的左边一个点集A,定义F(A)为右边至少和A中的一个点相邻的点的集合。
- 给定一个K,要求构造一个二分图,使得对于所有点集A,∣F(A)∣<∣A∣有恰好K次成立。
Data Constraint
- n≤32,K∈[0,2n]。
Solution
- 对于左边的点,假定第i个连向的点完全包含第i−1个连向的点,且di−di−1≤1(di表示左边点i的度数),则我们有一个结论:
- 对于一种方案,将其d1∼dn压缩成一个二进制数(dndn−1dn−2……d1)2;然后将这些数按1的个数为第一关键字从少到多、按大小为第二关键字从大到小排序,则最后某个数的序号即为该方案的∣F(A)∣≥∣A∣成立次数(记为id)。
- 考虑证明上述结论。
- 对于一种方案,记Bx为某个满足di−1=di−1的i(包括1),则有B(1,2,……,m)(m为不同的度数个数)。若不考虑空集,则:
cnt=i=1∑nj=1∑di(i−1j−1)=i=1∑m(ni)−(Bi−1i)
- 那么比如有一种方案(0100)2,我们将其中的1右移一位变成(0010)2,其实相当于令d2++,则根据左式id++。也就是说,对于一种方案的二进制数,若其中的1不全在最右,则我们必能右移某一个1使其id++。
- 而如果某一状态的二进制数中的1全在最右,比如(00000111)2,则其id++就会变成(11110000)2。因为根据右式,(00000111)2的cnt=(81)+(82)+(83),(11110000)2的cnt与其的差值为cnt=(84)−(74)−(63)−(52)−(41)=(40)=1。其他以此类推。
- 于是,我们可以先预处理出组合数,减一减算出要求的方案的二进制数中1的数量,以及它在那些二进制数的第几位;继而算出该方案的每一位。
Code
#include <bits/stdc++.h>
#define fo(i,a,b) for(i=a;i<=b;i++)
using namespace std;
typedef long long ll;
ll i,j,n,k,C[33][33],x,a[33];
int main()
{
freopen("circle.in","r",stdin);
freopen("circle.out","w",stdout);
scanf("%lld%lld",&n,&k);
if(!(k=(1<<n)-k)) return puts("-1"),0;
fo(i,0,n)
{
C[i][0]=1;
fo(j,1,i) C[i][j]=C[i-1][j]+C[i-1][j-1];
}
fo(i,0,n) fo(j,i+1,n) C[i][j]=1;
for(x=0;k>C[n][x];k-=C[n][x++]);
fo(i,1,n)
{
if(k>C[n-i][x-1]) {k-=C[n-i][x-1]; continue;}
x--; a[n-i]=1;
}
x=0;
fo(i,0,n-1)
{
x+=a[i];
fo(j,1,x) printf("1 ");
fo(j,j,n) printf("0 ");
puts("");
}
}