loj3120 「CTS2019 | CTSC2019」珍珠

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.... 感觉自己太颓废了。。。。还是来更题解吧。。。【话说写博客会不会涨 rp 啊 qaq ？

题意：

有 n 个物品，每个都有一个 [1,D] 中随机的颜色，相同颜色的两个物品可以配对。现在要求至少能配 m 对，问方案数？ $n,m\leq 10^9,D\leq 10^5$

题解：

配对数量 $\geq m \Longleftrightarrow$ 出现奇数次的权值个数 $\leq n-2m$ 。

一个权值出现偶数次的生成函数： $\frac{e^x +e^{-x}}{2}$

一个权值出现奇数次的生成函数： $\frac{e^x - e^{-x}}{2}$

答案的式子：

$$ \begin{aligned} &n!\sum_{k=0}^{n-2m} \left ( \frac{e^x +e^{-x}}{2} + y \frac{e^x - e^{-x}}{2} \right )^D [x^n][y^k]\\ =&n!\left (\frac12 \right )^D \sum_{k=0}^{n-2m} \left (e^x + e^{-x} + y\left ( e^x - e^{-x} \right )\right )^D[x^n][y^k]\\ =&n!\left (\frac12 \right )^D \sum_{k=0}^{n-2m} \left (e^x (1+y) + e^{-x}(1-y) \right )^D[x^n][y^k]\\ =&n!\left (\frac12 \right )^D \sum_{k=0}^{n-2m} \sum_{i=0}^{D}\binom{D}{i} \left (e^{x}(1+y) \right )^i \left( e^{-x}(1-y)\right )^{D-i} [x^n][y^k]\\ =&n!\left (\frac12 \right )^D \sum_{k=0}^{n-2m} \sum_{i=0}^{D}\binom{D}{i} e^{\left (2i-D\right )x} (1+y)^i (1-y)^{D-i} [x^n][y^k]\\ =&\left (\frac12 \right )^D \sum_{i=0}^{D} \binom{D}{i} (2i-D)^n \sum_{k=0}^{n-2m} (1+y)^i (1-y)^{D-i} [y^k] \end{aligned}$$

这就是最后的式子。

考虑怎么对于每个 i 快速求出后面的 $\sum_{k=0}^{n-2m} (1+y)^i (1-y)^{D-i} [y^k]$ ？

可以发现这是一个生成函数的系数前缀和。

即 $\left ( (1+y)^i (1-y)^{D-i} \right )\left (1+y+y^2+y^3+...\right ) [y^{n-2m}]$ ；

即 $\left ( (1+y)^i (1-y)^{D-i} \right )\left (\frac{1}{1-y}\right ) [y^{n-2m}]$ 。

可以发现当 $i\neq D$ 的时候，上式 $= \left ( (1+y)^i (1-y)^{D-i-1} \right )[y^{n-2m}]$ ；

$i=D$ 的时候上式 $=\sum_{k=0}^{n-2m} (1+y)^D [y^k]$ ，由于 $(1+y)^D$ 中 $y$ 不超过 D 次，所以有效的 $k\leq D$ ，暴力计算即可。

那 $i\neq D$ 的时候怎么办呢？我们记 $k=n-2m$ ，$d=D-1$ ，枚举两边对 k 的贡献，即

$$\sum_{j=0}^k \binom{i}{j} \binom{d-i}{k-j}(-1)^{k-j}$$

这种组合数的形式的转化当然是套路的阶乘展开啦——

$$\begin{aligned} \sum_{j=0}^k \frac{i!}{j!(i-j)!} \cdot \frac{(d-i)!}{(k-j)!(d-i-k+j)!} \cdot (-1)^{k-j}\\ =i!(d-i)!\sum_{j=0}^k \frac{(-1)^{k-j}}{j!(k-j)!} \cdot \frac{1}{(i-j)!(d-i-k+j)!}\\ \end{aligned}$$

就是个卷积形式了， fft 即可。

复杂度 $\mathcal{O}(D \log D).$

code:

 #include<bits/stdc++.h>
 #define rep(i,x,y) for (int i=(x);i<=(y);i++)
 #define ll long long

 using namespace std;

 const int N=(<<)+,mod=,inv2=(mod+)>>;
 int D,n,m,k,d,fac[N],ifac[N],ans,invn,w[N],r[N],a[N],b[N];

 int ksm(int x,int y){
     int s=; x=(x+mod)%mod;
     for (;y;y>>=,x=(ll)x*x%mod) if (y&) s=(ll)s*x%mod;
     return s;
 }

 void init(int n){
     fac[]=;
     rep (i,,n) fac[i]=(ll)fac[i-]*i%mod;
     ifac[n]=ksm(fac[n],mod-);
     for (int i=n;i;i--) ifac[i-]=(ll)ifac[i]*i%mod;
 }

 int C(int n,int m){
     if (n<m) return ;
     return (ll)fac[n]*ifac[m]%mod*ifac[n-m]%mod;
 }

 inline void upd(int &x,int y){x+=y; x-=x>=mod?mod:;}

 void fft_init(int &n){
     int len=; while (<<len<n) len++; n=<<len;
     int G=ksm(,(mod-)>>len); invn=ksm(n,mod-);
     w[]=w[n]=;
     rep (i,,n-) w[i]=(ll)w[i-]*G%mod,r[i]=(r[i>>]>>)|((i&)<<(len-));
 }

 void fft(int *a,int all,int fl){
     rep (i,,all-) if (i<r[i]) swap(a[i],a[r[i]]);
     int n=,m=,x=all>>;
     for (;n<=all;m=n,n<<=,x>>=)
         for (int i=;i<all;i+=n)
             for (int k=;k<m;k++){
                 int t=(ll)w[fl?all-x*k:x*k]*a[i+m+k]%mod;
                 a[i+m+k]=(a[i+k]+mod-t)%mod;
                 a[i+k]=(a[i+k]+t)%mod;
             }
     if (fl) rep (i,,all-) a[i]=(ll)a[i]*invn%mod;
 }

 int main(){
     scanf("%d%d%d",&D,&n,&m),init(D);
     k=min(n-*m,D),d=D-;
     rep (i,,k) a[i]=(ll)(((k-i)&)?mod-:)%mod*ifac[i]%mod*ifac[k-i]%mod;
     rep (i,,d) if (d-k-i>=) b[i]=(ll)ifac[i]%mod*ifac[d-k-i]%mod;
     int _n=k+d+; fft_init(_n);
     fft(a,_n,),fft(b,_n,);
     rep (i,,_n-) a[i]=(ll)a[i]*b[i]%mod;
     fft(a,_n,);
     rep (i,,d) a[i]=(ll)a[i]*fac[i]%mod*fac[d-i]%mod;
     rep (i,,D){
         int v=(ll)C(D,i)*ksm(*i-D,n)%mod,tmp=;
         if (i==D) rep (i,,k) upd(tmp,C(D,i));
         else tmp=a[i];
         upd(ans,(ll)tmp*v%mod);
     }
     printf("%lld\n",(ll)ans*ksm(inv2,D)%mod);
     return ;
 }