【集训队作业2018】复读机【指数型生成函数】【单位根反演】【二项式定理】
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單位根反演聽著高級,其實沒啥技術含量……
本文是篇幾乎沒有證明的佛系講解
單位根反演的式子長這樣:
1n∑i=0n?1ωnik=[k∣n]\frac{1}{n}\sum_{i=0}^{n-1}\omega_n^{ik}=[k|n]n1?i=0∑n?1?ωnik?=[k∣n]
其實本質是IFFT
感覺懵的?
那直接記結論:對于一個多項式f(x)f(x)f(x),有
∑k∣i[xi]f(x)=1k∑i=0k?1f(ωix)\sum_{k|i}[x^i]f(x)=\frac{1}{k}\sum_{i=0}^{k-1}f(\omega^ix)k∣i∑?[xi]f(x)=k1?i=0∑k?1?f(ωix)
請參考下面的題解以更好地理解這個式子
d=1d=1d=1的時候直接快速冪走人
d=2d=2d=2的時候
考慮生成函數 帶標號所以用EGF
得到一位群友的EGF為
f(x)=∑2∣i1i!xif(x)=\sum_{2|i}\frac{1}{i!}x^if(x)=2∣i∑?i!1?xi
也就是只有偶數項有值
可以構造出
f(x)=ex+e?x2f(x)=\frac{e^x+e^{-x}}{2}f(x)=2ex+e?x?
kkk位群友就是fk(x)f^k(x)fk(x)
強行二項式定理拆開,可以得到
12k∑i=0k(ki)[xn]ex(2i?k)\frac{1}{2^k}\sum_{i=0}^k\binom{k}{i}[x^n]e^{x(2i-k)}2k1?i=0∑k?(ik?)[xn]ex(2i?k)
對于[xn]ex(2i?k)[x^n]e^{x(2i-k)}[xn]ex(2i?k),可以考慮它的組合意義,相當于用2i?k2i-k2i?k種顏色涂nnn個格子,即(2i?k)n(2i-k)^n(2i?k)n,然后得到的是EGF,也就是除以了一個n!n!n!;最終算答案會乘上一個n!n!n!,剛好抵消。
當然很不嚴謹,因為有負數的情況。嚴謹證明可以用泰勒展開。
然后暴力枚舉即可
對于d=3d=3d=3
f(x)=∑3∣i1i!xif(x)=\sum_{3|i}\frac{1}{i!}x^if(x)=3∣i∑?i!1?xi
仿照上面的栗子,考慮到1,?11,-11,?1是111的二次方根,那么現在應該用333的單位根
大膽猜想
f(x)=ex+eωx+eω2x3f(x)=\frac{e^x+e^{\omega x}+e^{\omega^2x}}{3}f(x)=3ex+eωx+eω2x?
后面就沒啥區別了
#include <iostream> #include <cstdio> #include <cstring> #include <cctype> #define MAXN 500005 using namespace std; const int MOD=19491001; inline int add(const int& x,const int& y){return x+y>=MOD? x+y-MOD:x+y;} inline int dec(const int& x,const int& y){return x<y? x-y+MOD:x-y;} typedef long long ll; inline int qpow(int a,int p) {int ans=1;while (p){if (p&1) ans=(ll)ans*a%MOD;a=(ll)a*a%MOD;p>>=1;}return ans; } #define inv(x) qpow(x,MOD-2) const int w1=18827933,w2=663067; int fac[MAXN],finv[MAXN]; inline void init(const int& N) {fac[0]=1;for (int i=1;i<=N;i++) fac[i]=(ll)fac[i-1]*i%MOD;finv[N]=inv(fac[N]);for (int i=N-1;i>=0;i--) finv[i]=(ll)finv[i+1]*(i+1)%MOD; } inline int C(const int& n,const int& m){return (ll)fac[n]*finv[m]%MOD*finv[n-m]%MOD;} int main() {int n,k,d;scanf("%d%d%d",&n,&k,&d);init(k);if (d==1) return printf("%d\n",qpow(k,n)),0;if (d==2){int ans=0;for (int i=0;i<=k;i++) ans=add(ans,(ll)C(k,i)*qpow(dec(2*i,k),n)%MOD);ans=(ll)ans*inv(qpow(2,k))%MOD;printf("%d\n",ans);return 0;}int ans=0;for (int i=0;i<=k;i++)for (int j=0;j<=k-i;j++)ans=add(ans,(ll)C(k,i)*C(k-i,j)%MOD*qpow(add(add(i,(ll)j*w1%MOD),(ll)(k-i-j)*w2%MOD),n)%MOD);ans=(ll)ans*inv(qpow(3,k))%MOD;printf("%d\n",ans);return 0; }總結
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