随笔分类 - 多项式全家桶
摘要：不难想到考虑每个点的贡献，ans=n*sigema(1~n)i C(n-1,i)*(2^C(n-1,2))*i^k 直接套第二类斯特林拆柿子即可。提示:sigema(1~n)i C(n,i)*C(i,j) = C(n,j)*2^(n-j)
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摘要：菜鸡选手省选将近科技都没有点全。。又被xgcxgcD飞了 首先直接minmax容斥，max就是S最后一次被访问的期望，min就是S第一次被访问的方案 枚举每个集合，设f[x]为x出发min(S)的期望，若x属于S则f[x]=0，否则f[x]=(sigema f[son] + f[fa])/deg[x
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摘要：还是loj的机子快啊。。。 普通的DP不难想到，设F[i][zt]为带上根玩出zt的方案数，G[i][zt]为子树中的方案数，后面是可以用FWT优化的 主要是复习了下动态DP
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摘要：我觉得可能很多人的做法都很傻逼 这毒瘤路牌好好的把我都搞懵逼了 首先先考虑质因数分解G、L，选出的数中质因子的最小次幂和最大次幂要分别等于G、L对应质因子的次幂 可以发现L的质因子个数不会超过8个，n之内满足条件的数的个数不会超过800，考虑状压DP 当没有必选x的限制时，f[i][j][k]表示前
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摘要：FWT&&FMT板子 #include<cstdio> #include<iostream> #include<cstring> #include<cstdlib> #include<algorithm> #include<cmath> using namespace std; typedef lo
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摘要：不难想到DP方程f[i]=sigema(0,i-1)j f[j]*a[i-j] 这是一个卷积，然而并不能直接卷 上分治fft 注意ntt用不了。。。313=2^3*3*13+1 推的我心态都崩了
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摘要：这个m的范围很有欺骗性啊。。。以为是要枚举C的 不管C的话其实就是要一个min｛sigema (Y(i)-X(i+k))^2 ｝ 把Y翻转过来，这样旋转k步的圈就是第n+k位 把它拆开的话其实只要算一个X*Y，就是fft的事儿了 再看看C怎么处理，我们带着C拆开，那么会多一个这个东西：sigema
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摘要：我又变成sb了 首先通过%可以得到一个这样的柿子： 设s1是模版串，s2是匹配串，j表示模版串以j为起始的子串 fj(0<j<=s1len-s2len) =sigema(i=0~s2len-1) (s2[i]-s1[j+i])^2*s2[i] 当fj=0时j是一个解。 既然要fft，这个加号很不爽，
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摘要：码完这题有一种很爽很放松的感觉。。。155行。。。2.5个中午+1个早上真的值，毕竟我没mod题解啊！！！ 这题一开始想的时候就想到了补0价值的斧头，然后FFT三次，结果发现有什么重复取一个啊，取的顺序啊牵扯出容斥啊，组合数什么的非常尴尬，然后一个半中午就玩没了，然后决定分开做，因为0太难搞了，可以
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摘要：我有优越感，我只跑了一次卷积~ 推了一中午柿子： 其实就是求Ej=sigema(i<j)i qi/(i-j)^2 - sigema(j<i)i qi/(i-j)^2; 设n=5E1= q1/(0^2) -q2/(1^2) -q3/(2^2) -q4/(3^2) -q5/(4^2)E2= q1/(1^
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摘要：了解到了FFT求卷积，但是还是感性的认识。。 取反就可以了。输出一定要加int！！！！
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