【CTS2019】珍珠（生成函数）

【CTS2019】珍珠（生成函数）

题面

LOJ
洛谷

题解

lun题可海星。
首先一个大暴力\(sb\)的\(dp\)是设\(f[i][S]\)表示当前考虑完了前\(i\)个珍珠，\(S\)集合中这些颜色的珍珠当前还有一个没有匹配。这个随便转移就好了。
而后发现并无任何须要记录下确切的哪些颜色是奇数个，只须要记录有多少种就好了。
这样子能够作到\(O(nd)\)。
从这里咱们看出，最终可以匹配出来的对数刚好等于\((n-|S|)/2\)，总个数减去奇数颜色的个数的一半。
首先若是咱们可以知道每种颜色的奇偶状况，那么每一个颜色均可以写成一个指数型生成函数，而后所有乘起来的第\(n\)项就是答案。
其中，奇数的生成函数是：\(A(x)=\frac{e^x-e^{-x}}{2}\)，偶数的生成函数是：\(B(x)=\frac{e^x+e^{-x}}{2}\)。
那么咱们假设枚举出来有\(p\)个颜色是奇数，方案数就是\([x^n]A^p(x)B^{d-p}(x)\)。
因此答案式：
\[\begin{aligned} ans&=\frac{n!}{2^d}\sum_{p=0}^{n-2m}[x^n]{d\choose p}(e^x-e^{-x})^p(e^x+e^{-x})^P\\ &=\frac{n!}{2^d}\sum_{p=0}^{n-2m}[x^n]{d\choose p}\sum_{i=0}^p\sum_{j=0}^{d-p}(-1)^{p-i}{p\choose i}{d-p\choose j}e^{(2i+2j-d)x}\\ &=\frac{1}{2^d}\sum_{p=0}^{n-2m}{d\choose p}\sum_{i=0}^p\sum_{j=0}^{d-p}(-1)^{p-i}{p\choose i}{d-p\choose j}(2i+2j-d)^n\\ &=\frac{1}{2^d}d!\sum_{p=0}^{n-2m}\sum_{i=0}^p\sum_{j=0}^{d-p}\frac{(-1)^{p-i}(2i+2j-d)^n}{i!(p-i)!j!(d-p-j)!} \end{aligned}\]
这样子直接暴力能够作到\(O(d^3)\)。
考虑接着往下进行一些变化，首先咱们发现咱们的这个式子麻烦在\(i,j\)既有分开的项，又有\(i+j\)的项，那么把这两个部分给分开看。
\[\begin{aligned} ans&=\frac{1}{2^d}d!\sum_{p=0}^{n-2m}\sum_{i=0}^p\sum_{j=0}^{d-p}\frac{(-1)^{p-i}(2i+2j-d)^n}{i!(p-i)!j!(d-p-j)!}\\ &=\frac{1}{2^d}d!\sum_{p=0}^{n-2m}\sum_{i=0}^p\sum_{j=0}^{d-p}(-1)^{p-i}(2(i+j)-d)^n\frac{1}{i!j!}\frac{1}{(p-i)!(d-p-j)!}\\ &=\frac{1}{2^d}d!\sum_{p=0}^{n-2m}\sum_{i=0}^p\sum_{j=0}^{d-p}(-1)^{p-i}\frac{(2(i+j)-d)^n}{(i+j)!(d-(i+j))!}\frac{(i+j)!}{i!j!}\frac{(d-(i+j))!}{(p-i)!(d-p-j)!}\\ &=\frac{1}{2^d}d!\sum_{p=0}^{n-2m}\sum_{i=0}^p\sum_{j=0}^{d-p}(-1)^{p-i}\frac{(2(i+j)-d)^n}{(i+j)!(d-(i+j))!}{i+j\choose i}{d-(i+j)\choose p-i}\\ &=\frac{1}{2^d}\sum_{p=0}^{n-2m}\sum_{i=0}^p\sum_{j=0}^{d-p}(-1)^{p-i}(2(i+j)-d)^n{d\choose i+j}{i+j\choose i}{d-(i+j)\choose p-i}\\ \end{aligned}\]

这样子再往下我彷佛就不会推了，难受。
\(memset0\)的作法能够在洛谷的题解内看到，我这里大体的复述一下。
考虑把后面的组合数转变为格路问题，\(i+j\choose i\)是从\((0,0)\)走到\((i,j)\)的方案数，\(d-(i+j)\choose p-i\)是从\((i,j)\)走到\((p,d-p)\)的方案数。
而后这里还有一个\((-1)^{p-i}\)的贡献，格路这个东西也能够写成一个生成函数，既然做为杨辉三角的一层，因此生成函数就是\((1+x)^d\)的形式。
而后这里枚举的时候并无单独出现过\(j\)了，因此只须要枚举\(i+j\)会更加方便。
\[\begin{aligned} ans&=\frac{1}{2^d}\sum_{i=0}^d(2i-d)^n{d\choose i}\sum_{p=0}^{n-2m}[x^p](1+x)^i(1-x)^{d-i} \end{aligned}\]
讲讲这个为何是对的，首先\((-1)^{p-i}\)表示只和第二次走的距离相关，而横坐标总共要走\(p\)步，第一次走不会产生符号，因此就是\((1+x)^i\)，第二次会产生符号，之和走的横坐标的步数相关，奇数步是\(-1\)，偶数步是\(1\)，因此是\((1-x)^{d-i}\)。
那么令\(F(i,d)=\sum_{p=0}^{n-2m}[x^p](1+x)^i(1-x)^{d-i}\)
因此有
\[\begin{aligned} ans&=\frac{1}{2^d}\sum_{i=0}^d(2i-d)^n{d\choose i}\sum_{p=0}^{n-2m}[x^p](1+x)^i(1-x)^{d-i}\\ &=\frac{1}{2^d}\sum_{i=0}^d(2i-d)^n{d\choose i}F(i,d) \end{aligned}\]
考虑怎么计算\(F\)，那么考虑能不能递推。
首先边界\(F(0,0)=1\)。
\[\begin{aligned} F(0,d)&=\sum_{k=0}^{n-2m}[x^k](1-x)^d\\ &=\sum_{k=0}^{n-2m}{d\choose k}(-1)^k\\ &=\sum_{k=0}^{n-2m}(-1)^k({d-1\choose k}+{d-1\choose k-1})\\ &=\sum_{k=0}^{n-2m}(-1)^k{d-1\choose k}+\sum_{k=0}^{n-2m-1}(-1)^{k+1}{d-1\choose k}\\ &=(-1)^{n-2m}{d-1\choose n-2m} \end{aligned}\]
而后考虑其余的状况，
\[\begin{aligned} F(i,d)&=\sum_{k=0}^{n-2m}[x^k](1-x)^{d-i}(1+x)^i\\ &=\sum_{k=0}^{n-2m}[x^k](1+x)(1+x)^{i-1}(1-x)^{d-i}\\ &=\sum_{k=0}^{n-2m}[x^k](-(1-x)+2)(1+x)^{i-1}(1-x)^{d-i}\\ &=-\sum_{k=0}^{n-2m}[x^k](1+x)^{i-1}(1-x)^{d-i+1}+2\sum_{k=0}^{n-2m}[x^k](1+x)^{i-1}(1-x)^{d-i}\\ &=-F(i-1,d)+2F(i-1,d-1) \end{aligned}\]
因而这个东西肉眼可见的能够继续在网格图上走，即有两种走法，一种是沿着横坐标走一步，另一种是两个坐标一块儿走一步。
发现不管如何横坐标都要走，因此惟一须要决策的只有竖坐标的移动，而两种移动方式分别产生\(-1\)和\(2\)的贡献，那么咱们枚举起点就能够知道竖坐标要走多少步，而后组合数就能够随便算了。
因此获得：
\[F(i,d)=\sum_{j=0}^d F(0,j){i\choose d-j}(-1)^{i+j-d}2^{d-j}\]
这样子愉快的把答案式给展开：
\[\begin{aligned} ans&=\frac{1}{2^d}\sum_{i=0}^d(2i-d)^n{d\choose i}F(i,d)\\ &=\frac{1}{2^d}\sum_{i=0}^d(2i-d)^n{d\choose i}\sum_{j=0}^d F(0,j){i\choose d-j}(-1)^{i+j-d}2^{d-j}\\ &=\frac{d!}{2^d}\sum_{i=0}^d\sum_{j=0}^d \frac{(-1)^{d-i-j}}{(i+j-d)!}\frac{(2i-d)^n}{(d-i)!}\frac{F(0,j)2^{d-j}}{(d-j)!} \end{aligned}\]
后面两个东西能够处理成一个卷积，而前面那一项刚好只和\(i+j\)相关，那么直接\(NTT\)乘起来而后枚举一下就能算了。

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然而这样子的推导很麻烦，lun课件中的方法是一致的，
可是中间推导的部分更加简单。
不同的地方在于
\[ans=\frac{n!}{2^d}\sum_{p=0}^{n-2m}[x^n]{d\choose p}(e^x-e^{-x})^p(e^x+e^{-x})^P\]
本来这里把奇偶分开而后统一的计算\([x^n]\)，那么如今写成这样子：
\[[x^n][y^p](y(e^x-e^{-x})+(e^x+e^{-x}))^d\]
这样本身就一个式子钦定了奇数被选的次数。
也就是：
\[\begin{aligned} ans&=\frac{n!}{2^d}\sum_{p=0}^{n-2m}[x^n][y^p](y(e^x-e^{-x})+(e^x+e^{-x}))^d\\ &=\frac{n!}{2^d}\sum_{p=0}^{n-2m}[x^n][y^p](e^x(1+y)+e^{-x}(1-y))^d\\ &=\frac{n!}{2^d}\sum_{p=0}^{n-2m}\sum_{i=0}^d e^{(2i-d)x}(1+y)^i(1-y)^{d-i}[x^n][y^p]\\ &=\frac{n!}{2^d}\sum_{p=0}^{n-2m}(2i-d)^n \sum_{i=0}^d((1+y)^i(1-y)^{d-i})[y^p] \end{aligned}\]
而后令\(F(i,d)\)为后面那个\(\sum\)，就和前面的推导一致了。
可是这样子方便多了，不须要再转化成格路来进行推导。

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而后还有\(1t5t\)的方法，
咱们只考虑枚举奇数至少有多少个，这样子咱们枚举完奇数个数以后剩下的随意，也就是\(e^{(d-p)x}\)。
那么设\(f_i\)表示强制有\(i\)个为奇数的方案数，
有：
\[\begin{aligned} f_i&=[x^n]{d\choose i}(\frac{e^x-e^{-x}}{2})^ie^{(d-i)x}\\ &=[x^n]\frac{1}{2^i}\frac{d!}{i!(d-i)!}e^{(d-i)x}\sum_{j=0}^i {i\choose j}(-1)^j e^{(i-2j)x}\\ &=[x^n]\frac{1}{2^i}\frac{d!}{i!(d-i)!}\sum_{j=0}^i {i\choose j}(-1)^j e^{(d-2j)x}\\ &=\frac{1}{2^i}\frac{d!}{i!(d-i)!}\sum_{j=0}^i \frac{i!}{j!(i-j)!}(-1)^j (d-2j)^n \end{aligned}\]
这样子就能够卷积算出全部的\(f\)，而后用二项式反演去求解全部的刚好而后计算答案了。

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代码是前两种作法的。

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<algorithm>
using namespace std;
#define MOD 998244353
#define MAX 550550
inline int read()
{
    int x=0;bool t=false;char ch=getchar();
    while((ch<'0'||ch>'9')&&ch!='-')ch=getchar();
    if(ch=='-')t=true,ch=getchar();
    while(ch<='9'&&ch>='0')x=x*10+ch-48,ch=getchar();
    return t?-x:x;
}
int fpow(int a,int b){int s=1;while(b){if(b&1)s=1ll*s*a%MOD;a=1ll*a*a%MOD;b>>=1;}return s;}
int W[MAX],P[MAX],r[MAX];
void NTT(int *P,int len,int opt)
{
    int l=0,N;for(N=1;N<len;N<<=1)++l;
    for(int i=0;i<N;++i)r[i]=(r[i>>1]>>1)|((i&1)<<(l-1));
    for(int i=0;i<N;++i)if(i<r[i])swap(P[i],P[r[i]]);
    for(int i=1;i<N;i<<=1)
    {
        int w=fpow(3,(MOD-1)/(i<<1));W[0]=1;
        for(int k=1;k<i;++k)W[k]=1ll*W[k-1]*w%MOD;
        for(int j=0,p=i<<1;j<N;j+=p)
            for(int k=0;k<i;++k)
            {
                int X=P[j+k],Y=1ll*W[k]*P[i+j+k]%MOD;
                P[j+k]=(X+Y)%MOD;P[i+j+k]=(X+MOD-Y)%MOD;
            }
    }
    if(opt==-1)
    {
        reverse(&P[1],&P[N]);
        for(int i=0,inv=fpow(N,MOD-2);i<N;++i)P[i]=1ll*P[i]*inv%MOD;
    }
}
int jc[MAX],jv[MAX],inv[MAX];
int C(int n,int m){if(n<0||m<0||n<m)return 0;return 1ll*jc[n]*jv[m]%MOD*jv[n-m]%MOD;}
int A[MAX],B[MAX],F[MAX];
int D,n,m,ans;
int main()
{
    D=read();n=read();m=read();
    jc[0]=jv[0]=inv[0]=inv[1]=1;
    for(int i=2;i<=D;++i)inv[i]=1ll*inv[MOD%i]*(MOD-MOD/i)%MOD;
    for(int i=1;i<=D;++i)jc[i]=1ll*jc[i-1]*i%MOD;
    for(int i=1;i<=D;++i)jv[i]=1ll*jv[i-1]*inv[i]%MOD;
    for(int i=0;i<=D;++i)A[i]=1ll*fpow(((i+i-D)%MOD+MOD)%MOD,n)*jv[D-i]%MOD;
    for(int i=1;i<=D;++i)F[i]=1ll*((n&1)?MOD-1:1)%MOD*C(i-1,n-2*m)%MOD;F[0]=1;
    for(int i=0;i<=D;++i)B[i]=1ll*fpow(2,D-i)*jv[D-i]%MOD*F[i]%MOD;
    int N;for(N=1;N<=D+D;N<<=1);
    NTT(A,N,1);NTT(B,N,1);
    for(int i=0;i<N;++i)A[i]=1ll*A[i]*B[i]%MOD;
    NTT(A,N,-1);
    for(int i=D;i<=D+D;++i)ans=(ans+1ll*(((D+i)&1)?MOD-1:1)*jv[i-D]%MOD*A[i])%MOD;
    ans=1ll*ans*jc[D]%MOD*fpow(fpow(2,D),MOD-2)%MOD;
    printf("%d\n",ans);
    return 0;
}