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题目描述：

通往贤者之塔的路上，有许多的危机。

我们可以把这个地形看做是一颗树，根节点编号为1，目标节点编号为n，其中1-n的简单路径上，编号依次递增，

在[1,n]中，一共有n个节点。我们把编号在[1,n]的叫做正确节点，[n+1,m]的叫做错误节点。一个叶子，如果是正

确节点则为正确叶子，否则称为错误叶子。莎缇拉要帮助昴到达贤者之塔，因此现在面临着存档位置设定的问题。

为了让昴成长为英雄，因此一共只有p次存档的机会，其中1和n必须存档。被莎缇拉设置为要存档的节点称为存档

位置。当然不能让昴陷入死循环，所以存档只能在正确节点上进行，而且同一个节点不能存多次档。因为通往贤者

之塔的路上有影响的瘴气，因此莎缇拉假设昴每次位于树上一个节点时，都会等概率选择一个儿子走下去。每当走

到一个错误叶子时，再走一步就会读档。具体的，每次昴到达一个新的存档位置，存档点便会更新为这个位置（假

如现在的存档点是i，现在走到了一个存档位置j>i，那么存档点便会更新为j）。读档的意思就是回到当前存档点

。初始昴位于1，当昴走到正确节点n时，便结束了路程。莎缇拉想知道，最优情况下，昴结束路程的期望步数是多

少？

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输入格式：

第一行一个正整数T表示数据组数。

接下来每组数据，首先读入三个正整数n,m,p。

接下来m-n行，描述树上所有的非正确边（正确边即连接两个正确节点的边）

用两个正整数j，k表示j与k之间有一条连边，j和k可以均为错误节点，也可以一个为正确节点另一个为错误节点。

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输出格式：

T行每行一个实数表示每组数据的答案。请保留四位小数。

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样例：

样例输入：

1

3 7 2

1 4

2 5

3 6

3 7

样例输出：

9.0000

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数据范围与提示：

数据保证j是k的父亲。

50≤p≤n≤700，m≤1500，T≤5。

数据保证每个正确节点均有至少2个儿子，至多3个儿子。

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题解：

大家可能是看了这两篇题解的其中一篇，或者都看了：

个人感觉这两篇题解都是不错的，看一篇就够了（毕竟第一篇是借鉴的第二篇）。

当然我也是看了第二篇题解才写出来的，还将那篇博客推荐给了我左边的大佬，但是他表示对DP式子的意义表示很疑惑，看不懂，想必很多人也有同样的疑惑，所以我就来解释一下，帮助大家的理解。

首先，我想对这道题的题意做一些解释：

1.对于“我们可以把这个地形看做是一颗树，根节点编号为1，目标节点编号为n，其中1-n的简单路径上，编号依次递增，在[1,n]中，一共有n个节点。我们把编号在[1,n]的叫做正确节点，[n+1,m]的叫做错误节点。”这句话的理解，很多同学表示疑惑，正确节点1-n一定是一条链，错误节点一定是这条链上的一些枝杈，为什么呢？

1-n递增，最短路径，有n个节点，如果一棵树的话，就不能同时满足这三条性质了。

2.对于“每当走到一个错误叶子时，再走一步就会读档。”这句话的理解，注意是“叶子”，意思就是说，你做到一个错误节点，会沿着这条枝杈“不撞南墙不回头”，然后“在走一步就会读档”你可以感性的理解为这个错误叶子向上一个读当点连了一条边。

来解释50%的算法：

n=p

注意这时候有一个性质，每一个正确节点都是存档点，那么走到一个错误叶子直接回到理他最近的那个正确节点，即为走出来的那个正确节点。

引用：首先设d[i]表示i的儿子数。设g[i]表示对于一个错误节点i，期望走多少步会读档。那么g[i]=1+1/d[i]*∑{g[j]}其中j是i的儿子。

对于这个式子，你可以先将它化为g[i]=1/d[i]*∑{g[j]+1}，g[j]表示走到这个点你期望走的步数，1表示你走到这个节点后，还需要花1个步数返回上一个存档点。

引用：对于每个正确节点i预处理s[i]表示i的错误儿子的g值和，那么s[i]=∑{g[j]}，j是i的错误儿子。

            设f[i]表示正确节点i走到n的期望步数，显然f[n]=0，我们倒着递推。

            f[i]=1+1/d[i]*f[i+1]+1/d[i]*∑{g[j]+f[i]}[j是i的错误儿子]

对于这个式子，你可以先将这个式子写成f[i]=1/d[i]+1/d[i]*f[i+1]+1/d[i]*∑{g[j]+1+f[i]}1/d[i]表示从i直接走向i+1所需要的一个步数，1/d[i]*f[i+1]表示你有1/d[i]的概率会走向i+1这个点，然后付出f[i+1]的步数走到n，1/d[i]*∑{g[j]+f[i]}表示每一个儿子都有1/d[i]的概率会被走到，然后付出g[j]+1的步数（走到j需要一步），然后返回i这个点，再付出f[i]的步数。

引用：移项得f[i]=d[i]+f[i+1]+s[i]

至于式子的化简：

f[i]=1+1/d[i]*f[i+1]+1/d[i]*∑{g[j]+f[i]}

f[i]=1+1/d[i]*f[i+1]+1/d[i]*s[i]+1/d[i]*∑{f[i]}（s[i]=∑{g[j]}）

f[i]=1+1/d[i]*f[i+1]+1/d[i]*s[i]+(d[i]-1)/d[i]*f[i]（将f[i]提出,一共有d[i]个儿子，一个是正确儿子）

1/d[i]*f[i]=1+1/d[i]*f[i+1]+1/d[i]*s[i]（移项）

f[i]=d[i]+f[i+1]+s[i]（同乘d[i]）

引用：复杂度线性。

然后是70%算法：

引用：我们设dp，f[i,j]表示当前存档点为i，还剩j次存档机会。

　　    首先我们需要预处理一个a[i,j]，表示存档点为i，从i开始走到正确节点j的期望步数（中间不能存档）。

　　　显然有边界条件a[i,i]=0。对于i<j，可以列出递推式：

　　　a[i,j]=a[i,j-1]+1+1/d[j-1]*∑{g[k]+a[i,j]}[k是j-1的错误儿子]

对于这个式子，我还是先将它写成a[i,j]=a[i,j-1]+1/d[j-1]+1/d[j-1]*∑{g[k]+1+a[i,j]}a[i,j-1]表示它需要从j-1这个点走过来，所以肯定要加上它的步数；1/d[j-1]表示从j-1走到j有1/d[j-1]的概率直接走过来；1/d[j-1]表示从j-1走过来的时候会有概率走向错误节点；g[k]+1表示从错误节点k走到i要走的步数（走到这个节点需要1步）；a[i,j]表示它会回到存档点i然后再把这部分走一遍；因为j-1有(d[j-1]-1)/d[j-1]个错误节点，然后我们把∑里的1提出来，再加上外面的1/d[j-1]，就得了1。

引用：移项得a[i,j]=a[i,j-1]*d[j-1]+d[j-1]+s[j-1]

至于式子的化简：

a[i,j]=a[i,j-1]+1+1/d[j-1]*∑{g[k]+a[i,j]}

a[i,j]=a[i,j-1]+1+1/d[j-1]*s[j-1]+1/d[i]*∑{a[i,j]}

a[i,j]=a[i,j-1]+1+1/d[j-1]*s[j-1]+(d[i]-1)/d[i]*a[i,j]

1/d[j-1]*a[i,j]=a[i,j-1]+1+1/d[j-1]*s[j-1]

a[i,j]=a[i,j-1]*d[j-1]+d[j-1]+s[j-1]

（对于式子化简的理解可以参考上面的50%算法，在此就不做过多的赘述）

引用：可以用n^2的时间预处理a，然后做dp就很好转移了。

　　　枚举下一次的存档点k，那么f[i,j]可以由f[k,j-1]+a[i,k]转移而来。

相当与枚举存档点，然后转移。

引用：复杂度O(n^2p)

最后是100%算法：

在此，我想将一下对于70%算法优化的算法。

引用：不过，有没有发现，70%和100%好像都没考虑一个问题。观察a数组，可以看到它是恐怖的增长的，我们最终答案会不会爆炸？

　　　我们来估计答案的上界。考虑一种可行方案，每n/p个正确节点就设立一次存档位置，那么答案最大是多少呢？考虑最坏情况，观察a的转移，应该每变　　　换一次存档点，大约需要3^(n/p)*s[i]+3^(n/p-1)*s[i+1]+3^(n/p-2)*s[i+2]+……

式子中3可以理解为最多有3个儿子（数据保证）

引用：因为最多m个节点，s的上限是1500（实际上也远远达不到），把所有s都视为这个上限，提取公因数，计算一下那个等比数列求和，由于p是有下界的，　　　因此n/p有上界14，发现最后也就是个12位数的样子，那么我们估计出答案最大也不会超过这个，可以放心做了。而至于a会爆炸的问题，double是可以　　　存很多位的，而且太大的a肯定不可能被用上。

　　　那么其实，针对答案不会特别大，a的增长又很恐怖，我们还可以思考对70%的算法优化。那就是设定一个常数step，每次转移最多从距当前step步远的　　　位置转移过来。step取40多基本不会有问题了，因为a的下界已经是2^40了，而答案的上界远远没有达到，经过精确计算还可以再把step调小一点。

这部分我认为他说的还是挺清楚的，就不做过多的赘述。

引用：复杂度O(np log ans)

注：以上引用全部来自第二篇博客，画横线部分为引用部分。

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代码时刻：

50%代码：

#include
       
        using namespace std;struct rec{	int nxt;	int to;}e[5000];int head[5000],cnt;int n,m,p;double g[5000],s[5000],dp[5000];bool vis[5000];int du[5000];void pre_work()//多测不清空，爆零两行泪……{	memset(head,0,sizeof(head));	memset(dp,0,sizeof(dp));	memset(g,0,sizeof(g));	memset(s,0,sizeof(s));	memset(du,0,sizeof(du));	cnt=0;}void add(int x,int y){	e[++cnt].nxt=head[x];	e[cnt].to=y;	head[x]=cnt;}void dfsgetG(int x)//计算g数组{	vis[x]=1;	g[x]=1;	for(int i=head[x];i;i=e[i].nxt)	{		dfsgetG(e[i].to);		g[x]+=g[e[i].to]*1.0/(double)du[x];	}}int main(){	int T;	scanf("%d",&T);	while(T--)	{		pre_work();		scanf("%d%d%d",&n,&m,&p);		for(int i=1;i<=n-1;i++)du[i]=1;//1-(n-1)中，每一个节点都要加上它到下一个正确节点的边		for(int i=n+1;i<=m;i++)		{			int a,b;			scanf("%d%d",&a,&b);			du[a]++;			add(a,b);		}		for(int i=n+1;i<=m;i++)		{			if(vis[i])continue;			dfsgetG(i);		}		for(int i=1;i<=n;i++)			for(int j=head[i];j;j=e[j].nxt)				s[i]+=g[e[j].to];//计算s数组		for(int i=n-1;i;i--)//倒推计算答案			dp[i]=dp[i+1]+du[i]+s[i];		cout<
        
         <
         
          <
          
           <
          
         
        
       

 70%代码：

#include
       
        using namespace std;struct rec{	int nxt;	int to;}e[2000];int head[2000],cnt;int n,m,p;double g[2000],s[2000],dp[2000][2000],Map[2000][2000];bool vis[2000];int du[2000];void pre_work(){	for(int i=0;i<=1;i++)e[i].nxt=e[i].to=0;	memset(head,0,sizeof(head));	memset(dp,127,sizeof(dp));	memset(g,0,sizeof(g));	memset(s,0,sizeof(s));	memset(du,0,sizeof(du));	memset(Map,0,sizeof(Map));	memset(vis,0,sizeof(vis));	cnt=0;}void add(int x,int y){	e[++cnt].nxt=head[x];	e[cnt].to=y;	head[x]=cnt;}void dfsgetG(int x){	vis[x]=1;	g[x]=1;	for(int i=head[x];i;i=e[i].nxt)	{		dfsgetG(e[i].to);		g[x]+=g[e[i].to]*1.0/(double)du[x];	}}int main(){	int T;	scanf("%d",&T);	while(T--)	{		pre_work();		scanf("%d%d%d",&n,&m,&p);		for(int i=1;i<=n-1;i++)du[i]=1;		for(int i=n+1;i<=m;i++)		{			int a,b;			scanf("%d%d",&a,&b);			du[a]++;			add(a,b);		}		for(int i=n+1;i<=m;i++)		{			if(vis[i])continue;			dfsgetG(i);		}		for(int i=1;i<=n;i++)			for(int j=head[i];j;j=e[j].nxt)				s[i]+=g[e[j].to];		for(int i=1;i<=n;i++)			for(int j=i+1;j<=n;j++)				Map[i][j]=(Map[i][j-1]+1)*(double)du[j-1]+s[j-1];//计算a数组		dp[n][1]=0;//dp初始		for(int j=2;j<=p;j++)			for(int i=1;i<=n;i++)				for(int k=i+1;k<=n;k++)					dp[i][j]=min(dp[i][j],dp[k][j-1]+Map[i][k]);		cout<
        
         <
         
          <
          
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 100%算法：

#include
       
        using namespace std;struct rec{	int nxt;	int to;}e[2000];int head[2000],cnt;int n,m,p;double g[2000],s[2000],dp[2000][2000],Map[2000][2000];bool vis[2000];int du[2000];void pre_work(){	for(int i=0;i<=1;i++)e[i].nxt=e[i].to=0;	memset(head,0,sizeof(head));	memset(dp,127,sizeof(dp));	memset(g,0,sizeof(g));	memset(s,0,sizeof(s));	memset(du,0,sizeof(du));	memset(Map,0,sizeof(Map));	memset(vis,0,sizeof(vis));	cnt=0;}void add(int x,int y){	e[++cnt].nxt=head[x];	e[cnt].to=y;	head[x]=cnt;}void dfsgetG(int x){	vis[x]=1;	g[x]=1;	for(int i=head[x];i;i=e[i].nxt)	{		dfsgetG(e[i].to);		g[x]+=g[e[i].to]*1.0/(double)du[x];	}}int main(){	int T;	scanf("%d",&T);	while(T--)	{		pre_work();		scanf("%d%d%d",&n,&m,&p);		for(int i=1;i<=n-1;i++)du[i]=1;		for(int i=n+1;i<=m;i++)		{			int a,b;			scanf("%d%d",&a,&b);			du[a]++;			add(a,b);		}		for(int i=n+1;i<=m;i++)		{			if(vis[i])continue;			dfsgetG(i);		}		for(int i=1;i<=n;i++)			for(int j=head[i];j;j=e[j].nxt)				s[i]+=g[e[j].to];		for(int i=1;i<=n;i++)			for(int j=i+1;j<=n;j++)				Map[i][j]=(Map[i][j-1]+1)*(double)du[j-1]+s[j-1];		dp[n][1]=0;		for(int j=2;j<=p;j++)			for(int i=1;i<=n;i++)				for(int k=i+1;k<=min(n,i+12);k++)//优化上界					dp[i][j]=min(dp[i][j],dp[k][j-1]+Map[i][k]);		cout<
        
         <
         
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           <
          
         
        
       

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rp++