多项式全家桶学习笔记
Upd:
\(2020/2/5\),该了一下\(exp\)的实现,直接用上取整递归了,好像比原来快乐一倍
终于肝完了...... 多项式三角函数就不学了吧qwq
多项式求逆
还是看板子:【模板】多项式乘法逆
给一个\(n-1\)次\(n\)项柿\(F(x)\),要你求一个\(n-1\)次多项式\(G(x)\),满足\(F(x)G(x)\equiv 1 \ (mod \ x^n)\)。
就是把\(F(x)G(x)\)卷积起来忽略掉次数\(\ge n\)的项后它\(\equiv 1\)。
一个比较难的情况:\(n = 1\),即\(F(x)G(x)\)的常数项为\(1\),答案就是\(F[0]^{-1}\),(\(F\)的常数项的逆元),怎么样,难吧!
好我们下面来看更一般的情况
\[ F(x)G(x) \equiv 1 \ (mod \ x^n) \]
假设我们现在已经知道了
\[ F(x)G'(x) \equiv 1 \ (mod \ x^{\left\lceil \frac{n}{2} \right\rceil}) \]
那么由于\(F(x)G(x) \equiv 1 \ (mod \ x^n)\),所以\(F(x)G(x)\)必定\(\equiv 1 \ (mod \ x^{\left\lceil \frac{n}{2} \right\rceil})\),所以两式相减得
\[ F(x)(G(x) - G'(x)) \equiv 0 \ (mod \ x^{\left\lceil \frac{n}{2} \right\rceil}) \]
由于\(F(x) \not= 0\),所以
\[ G(x) - G'(x) \equiv 0 \ (mod \ x^{\left\lceil \frac{n}{2} \right\rceil}) \]
然后发现我们回不上去了23333...
然而在这里我们可以直接平方一下
\[ (G(x) - G'(x))^2 \equiv 0 \ (mod \ x^n) \]
为什么呢?
分类讨论一下
- 对于次数小于\(\left\lceil \frac{n}{2} \right\rceil\)的项,它不管乘什么都是\(0\)
- 对于次数大于\(\left\lceil \frac{n}{2} \right\rceil\)的项,它只有乘一个次数小于\(\left\lceil \frac{n}{2} \right\rceil\)的项才会对上面那个恒等式产生影响,显然这也是\(0\)
我们继续化简,暴力展开
\[ G(x)^2 + G'(x)^2 - 2G(x)G'(x) \equiv 0 \ (mod \ x^n) \]
因为我们知道\(F(x)G(x) \equiv 1 \ (mod \ x^n)\),两边乘\(F(x)\)得
\[ G(x) + G'(x)^2F(x) - 2G'(x) \equiv 0 \ (mod \ x^n) \]
移项得
\[ G(x) \equiv 2G'(x) - G'(x) ^ 2 F(x) \ (mod \ x^n) \]
为了好看,我们可以更简单地提一个\(G'(x)\)出来
\[ G(x) \equiv G'(x)(2 - G'(x)F(x)) \ (mod \ x^n) \]
顺着上面那个柿子递归用\(NTT\)算就好了。
复杂度:听别人说是 \(O(n \ log \ n)\)。
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=1e6+10,P=998244353,G=3,IG=(P+1)/G;
inline int fpow(int x,int y){
int ret=1; for (;y;y>>=1,x=1ll*x*x%P) if (y&1) ret=1ll*ret*x%P;
return ret;
}
inline int add(int x,int y){return x+y>=P?x+y-P:x+y;}
inline int sub(int x,int y){return x-y<0?x-y+P:x-y;}
int rev[N];
void init(int len){
for (int i=0;i<len;i++) rev[i]=rev[i>>1]>>1|((i&1)?len>>1:0);
}
void ntt(int *f,int n,int flg){
for (int i=0;i<n;i++) if(rev[i]<i) swap(f[i],f[rev[i]]);
for (int len=2,k=1;len<=n;len<<=1,k<<=1){
int wn=fpow(flg==1?G:IG,(P-1)/len);
for (int i=0;i<n;i+=len){
for (int w=1,j=i;j<i+k;j++,w=1ll*w*wn%P){
int tmp=1ll*w*f[j+k]%P;
f[j+k]=sub(f[j],tmp),f[j]=add(f[j],tmp);
}
}
}
}
int FF[N];
void getinv(int *F,int *G,int n){
if (n==1){G[0]=fpow(F[0],P-2);return;}
getinv(F,G,(int)ceil(n/2.0));
int limit=1; while (limit<=2*n)limit<<=1;
init(limit);
for (int i=0;i<n;i++) FF[i]=F[i];
for (int i=n;i<limit;i++) FF[i]=0;
ntt(FF,limit,1),ntt(G,limit,1);
for (int i=0;i<limit;i++) G[i]=1ll*sub(2,1ll*FF[i]*G[i]%P)*G[i]%P;
ntt(G,limit,-1); int inv=fpow(limit,P-2);
for (int i=0;i<limit;i++) G[i]=1ll*G[i]*inv%P;
for (int i=n;i<limit;i++) G[i]=0;
}
int f[N],inv[N];
int main(){
int n;scanf("%d",&n);
for (int i=0;i<n;i++)scanf("%d",&f[i]);
getinv(f,inv,n);
for (int i=0;i<n;i++)printf("%d ",inv[i]);
return 0;
}
ps: 其实还有个迭代版的......尝试写了一下......绝对邪教......,总之这样也不慢。
多项式开根
这个做法有点像多项式乘法逆,考虑倍增。
我们要求的是一个多项式\(G(x)\),满足
\[ G^2(x)\equiv F(x) \ (mod \ x^n) \]
假设我们现在已经知道了
\[ H^2(x) \equiv F(x) \ (mod \ x^{\left\lceil \frac{n}{2} \right\rceil}) \]
显然有
\[ G^2(x) - H^2(x) \equiv 0 \ (mod \ x^{\left\lceil \frac{n}{2} \right\rceil}) \]
平方差一下
\[ (G(x) - H(x))(G(x) + H(x)) \equiv 0 \ (mod \ x^\left\lceil\frac{n}{2}\right\rceil) \]
这时候可以发现\(G(x)\)应该有两个解,但在某些题目中我们并不希望\(G(x)\)出现负数,所以我们不妨令
\[ G(x)-H(x) \equiv 0 \ (mod \ x^\left\lceil\frac{n}{2}\right\rceil) \]
套路的平方一下
\[ G^2(x) + H^2(x) - 2G(x)H(x) \equiv 0 \ (mod \ x^n) \]
发现\(G^2(x)\)就是\(F(x)\),然后再移项
\[ F(x) + H^2(x) \equiv 2G(x)H(x) \ (mod \ x^n) \]
那么
\[ G(x) \equiv \frac{F(x) + H^2(x)}{2H(x)} \ (mod \ x^n) \]
对\(2H(x)\)求逆后\(NTT\)就行了。
\(Code:\)
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=3e5+10,P=998244353,g=3,ig=(P+1)/g;
inline int add(int x,int y){return x+y>=P?x+y-P:x+y;}
inline int sub(int x,int y){return x-y<0?x-y+P:x-y;}
inline int sqr(int x){return 1ll*x*x%P;}
inline int fpow(int x,int y){
int ret=1; for (x%=P;y;y>>=1,x=1ll*x*x%P)
if (y&1) ret=1ll*ret*x%P;
return ret;
}
namespace Poly{
int rev[N];
void init(int limit){
for (int i=0;i<limit;i++)
rev[i]=rev[i>>1]>>1|((i&1)?limit>>1:0);
}
void ntt(int *f,int n,int flg){
for (int i=0;i<n;i++)
if (rev[i]<i) swap(f[i],f[rev[i]]);
for (int k=1,len=2;len<=n;len<<=1,k<<=1){
int wn=fpow(flg==1?g:ig,(P-1)/len);
for (int i=0;i<n;i+=len){
for (int w=1,j=i;j<i+k;j++,w=1ll*w*wn%P){
int tmp=1ll*w*f[j+k]%P;
f[j+k]=sub(f[j],tmp),f[j]=add(f[j],tmp);
}
}
}
if (flg!=1){
int inv=fpow(n,P-2);
for (int i=0;i<n;i++) f[i]=1ll*f[i]*inv%P;
}
}
void getinv(int *f,int n,int *inv){
if (n==1){inv[0]=fpow(f[0],P-2);return;}
getinv(f,(n+1)>>1,inv);
static F[N];
int limit=1; while (limit<=n*2)limit<<=1; init(limit);
for (int i=0;i<n;i++) F[i]=f[i];
for (int i=n;i<limit;i++) F[i]=inv[i]=0;
ntt(F,limit,1),ntt(inv,limit,1);
for (int i=0;i<limit;i++) inv[i]=1ll*inv[i]*sub(2,1ll*F[i]*inv[i]%P)%P;
ntt(inv,limit,-1);
for (int i=n;i<limit;i++) inv[i]=0;
}
void getsqrt(int *f,int n,int *sqt){
if (n==1){sqt[0]=1;return;}
getsqrt(f,(n+1)>>1,sqt);
static int H[N],iH[N];
int limit=1; while (limit<=2*n) limit<<=1;
for (int i=0;i<limit;i++) H[i]=i>=n?0:2ll*sqt[i]%P;
getinv(H,n,iH),init(limit);
for (int i=0;i<limit;i++) F[i]=i>=n?0:f[i],sqt[i]=i>=n?0:sqt[i];
ntt(F,limit,1),ntt(sqt,limit,1),ntt(iH,limit,1);
for (int i=0;i<limit;i++) sqt[i]=1ll*add(F[i],sqr(sqt[i]))*iH[i]%P;
ntt(sqt,limit,-1);
for (int i=n;i<limit;i++) sqt[i]=0;
// cout<<n<<" wtf: "; for (int i=0;i<n;i++) cout<<sqt[i]<<" "; cout<<endl;
}
}
int f[N],sqt[N];
int main(){
int n; scanf("%d",&n);
for (int i=0;i<n;i++) scanf("%d",&f[i]);
Poly::getsqrt(f,n,sqt);
for (int i=0;i<n;i++) printf("%d ",sqt[i]);
return 0;
}
多项式带余除法
给一个\(n\)次多项式\(F(x)\),和一个\(m\)次多项式\(G(x)\),求多项式\(Q(x),R(x)\)满足
- \(Q(x)\)次数为\(n-m\),\(R(x)\)的次数小于\(m\)
- \(F(x) = Q(x)G(x) + R(x)\)
对\(998244353\)取模。
如果没有余数的话我们直接多项式求逆就完了,但这里有\(R(x)\),我们考虑把它消掉。
之前求逆的时候会对\(x^n\)取模,这样我们可以消去一些高次项,但我们想的是要把后面\(R(x)\)消掉,然后保留原来的柿子。
下面有一些非常妙的做法。
我们把\(x^{-1}\)代入\(F(x)\),这样次数就都是负的,然后把他乘上\(x^n\),即
\[ x^nF(x^{-1}) \]
容易发现这样即翻转\(F(x)\)的系数,把原来高次项放到后面去了,不放叫他\(F^T(x) = x^nF(x^{-1})\)。
下面来推一下
用\(x^{-1}\)代替\(x\)得
\[ F(x^{-1}) = Q(x^{-1})G(x^{-1}) + R(x^{-1}) \]
两边乘上\(x^n\)
\[ x^nF(x^{-1}) = x^nQ(x^{-1})G(x^{-1}) + x^nR(x^{-1}) \]
注意到\(Q(x)G(x)\)的次数为\(x^n\),\(R(x)\)的次数最大为\(m-1\),所以
\[ F^T(x) = Q^T(x)G^T(x) + x^{n-m+1}R^T(x) \]
发现了什么?\(Q\)的次数为\(n-m\),后面又有\(x^{n-m+1}\),所以我们机智的对\(x^{n-m+1}\)取模,就消掉了\(R(x)\)!
\[ F^T(x) \equiv Q^T(x)G^T(x) \ (mod \ x^{n-m+1}) \]
通过对\(G^T\)求逆元我们就能算出\(Q^T\),然后翻转就得到了\(Q\),带回去算\(R\)就好了。
即
\[ Q^T(x) \equiv \frac{F^T(x)}{G^T(x)} \ (mod \ x^{n-m+1}) \]
然后再回去用\(F - Q\)算\(R\)就行了。
/*
*没有的部分参照上面
*/
namespace Poly{
void van(int *f,int n){
for (int i=0,j=n;i<j;i++,j--)swap(f[i],f[j]);
}
void div(int *f,int n,int *g,int m,int *Q,int *R){
static int F[N],G[N],iG[N],qwq[N];
for (int i=0;i<=n;i++) F[i]=f[i];
for (int i=0;i<=m;i++) G[i]=g[i];
van(F,n),van(G,m); getinv(G,n-m+1,iG);
/* cout<<"F: "; for (int i=0;i<=n;i++) cout<<F[i]<<" "; cout<<endl;
cout<<"G: "; for (int i=0;i<=m;i++) cout<<G[i]<<" "; cout<<endl;
cout<<"iG: "; for (int i=0;i<=n-m+1;i++) cout<<iG[i]<<" "; cout<<endl; */
int limit=1; while (limit<=2*n)limit<<=1; init(limit);
for (int i=n+1;i<limit;i++) F[i]=0;
for (int i=n-m+1;i<limit;i++) iG[i]=0;
ntt(F,limit,1),ntt(iG,limit,1);
for (int i=0;i<limit;i++) Q[i]=1ll*F[i]*iG[i]%P;
ntt(Q,limit,-1);
for (int i=n-m+1;i<limit;i++) Q[i]=0;
van(Q,n-m);
for (int i=0;i<=n-m;i++) qwq[i]=Q[i];
for (int i=n-m+1;i<limit;i++) qwq[i]=0;
for (int i=0;i<=m;i++) G[i]=g[i];
for (int i=m+1;i<limit;i++) G[i]=0;
limit=1; while(limit<=n)limit<<=1; init(limit);
ntt(qwq,limit,1),ntt(G,limit,1);
for (int i=0;i<limit;i++) G[i]=1ll*G[i]*qwq[i]%P;
ntt(G,limit,-1);
for (int i=n+1;i<limit;i++) G[i]=0;
for (int i=0;i<m;i++) R[i]=sub(f[i],G[i]);
}
}
int n,m,f[N],g[N],q[N],r[N];
int main(){
scanf("%d%d",&n,&m);
for (int i=0;i<=n;i++) scanf("%d",&f[i]);
for (int i=0;i<=m;i++) scanf("%d",&g[i]);
Poly::div(f,n,g,m,q,r);
for (int i=0;i<=n-m;i++) printf("%d ",q[i]); puts("");
for (int i=0;i<m;i++) printf("%d ",r[i]);
return 0;
}
多项式\(\ln\)
ln是啥??
哦~不就是自然对数吗。等等......\(e\)在同余系下是啥?咋就能取对数了?
推荐个视频教程:【MIT公开课】单变量微积分。
Two Hours Later......
多项式求导 & 积分
首先我们知道可以对每一项分开来求导、积分。
那我们就来看\(a_nx^n\),先\(a^n\)是常数,把他扔出去。
导数就是\((a_nx^n)' = a_n(x^n)' = a_nnx^{n-1}\)
积分出来\(\int a_nx^ndx = a_n\int x^n dx = a_n\frac{1}{n+1}x^{n+1}\)
\(Code\)
namespace Poly{
void dao(int *f,int n,int *d){
static int F[N]; for (int i=0;i<=n;i++) F[i]=f[i];
for (int i=1;i<=n;i++) d[i-1]=1ll*F[i]*i%P; d[n]=0;
}
void jifen(int *f,int n,int *jf){
static int F[N]; for (int i=0;i<=n;i++) F[i]=f[i];
for (int i=0;i<=n;i++)
jf[i+1]=1ll*F[i]*fpow(i+1,P-2)%P;
jf[0]=0;
}
}
这个\(Ln\)不是直接算出来的,是求导求出来的......
首先我们知道\((\ln x)' = \frac{1}{x}\),现在我们要求的是
\[ \ln F(x) = G(x) \]
咋办?两边同时对\(x\)求导!(右边要用一下链式法则)
\[ F^{-1}(x)F'(x) = G'(x) \]
然后两边同时积分
\[ G(x) = \int F^{-1}(x)F'(x)dx \]
照着求导、求逆、乘法、再积回去就没了。
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=3e5+10,P=998244353,gen=3,igen=(P+1)/gen;
inline int add(int x,int y){
return x+y>=P?x+y-P:x+y;
}
inline int sub(int x,int y){
return x-y<0?x-y+P:x-y;
}
inline int fpow(int x,int y){
int ret=1; for (x%=P;y;y>>=1,x=1ll*x*x%P)
if (y&1) ret=1ll*ret*x%P;
return ret;
}
namespace Poly{
int rev[N];
void init(int limit){
for (int i=0;i<limit;i++)
rev[i]=rev[i>>1]>>1|((i&1)?limit>>1:0);
}
void dao(int *f,int n,int *d){
static int F[N]; for (int i=0;i<=n;i++) F[i]=f[i];
for (int i=1;i<=n;i++) d[i-1]=1ll*F[i]*i%P; d[n]=0;
}
void jifen(int *f,int n,int *jf){
static int F[N]; for (int i=0;i<=n;i++) F[i]=f[i];
for (int i=0;i<=n;i++)
jf[i+1]=1ll*F[i]*fpow(i+1,P-2)%P;
jf[0]=0;
}
void ntt(int *f,int n,int flg){
for (int i=0;i<n;i++)
if (rev[i]<i) swap(f[i],f[rev[i]]);
for (int len=2,k=1;len<=n;len<<=1,k<<=1){
int wn=fpow(flg==1?gen:igen,(P-1)/len);
for (int i=0;i<n;i+=len){
for (int j=i,w=1;j<i+k;j++,w=1ll*w*wn%P){
int tmp=1ll*f[j+k]*w%P;
f[j+k]=sub(f[j],tmp),f[j]=add(f[j],tmp);
}
}
}
if (flg==-1){
int inv=fpow(n,P-2);
for (int i=0;i<n;i++) f[i]=1ll*f[i]*inv%P;
}
}
void getinv(int *f,int n,int *G){
if (n==1){G[0]=fpow(f[0],P-2);return;}
getinv(f,(n+1)>>1,G); static int F[N];
int limit=1; while(limit<=2*n)limit<<=1; init(limit);
for (int i=0;i<limit;i++)
F[i]=i>=n?0:f[i],G[i]=i>=n?0:G[i];
ntt(F,limit,1),ntt(G,limit,1);
for (int i=0;i<limit;i++) G[i]=1ll*G[i]*sub(2,1ll*F[i]*G[i]%P)%P;
ntt(G,limit,-1);
for (int i=n;i<limit;i++) G[i]=0;
}
void getln(int *f,int n,int *G){
static int F[N],iF[N]; for (int i=0;i<n;i++) F[i]=f[i];
getinv(F,n,iF),dao(F,n-1,F);
int limit=1; while(limit<=2*n)limit<<=1; init(limit);
for (int i=n-1;i<limit;i++) F[i]=0;
ntt(F,limit,1),ntt(iF,limit,1);
for (int i=0;i<limit;i++) G[i]=1ll*F[i]*iF[i]%P;
ntt(G,limit,-1);
jifen(G,n-1,G); for (int i=n;i<limit;i++)G[i]=0;
}
}
int f[N],n,ln[N];
int main(){
scanf("%d",&n);
for (int i=0;i<n;i++)scanf("%d",&f[i]);
Poly::getln(f,n,ln);
for (int i=0;i<n;i++) printf("%d ",ln[i]);
return 0;
}
多项式牛顿迭代
这个好像是最有用的\(...\)
首先您需要知道啥是牛顿迭代
下面的一些内容感性理解一下就好了......并不会太严谨的证明qwq。
好像这个结论也挺好记的。
牛顿迭代
它可以用来求\(f(x) = 0\)的 近似解
一个简单的应用就是开方。
我们还是直接来看具体怎么做吧
首先我们一眼猜到\(f(x) = 0\)的一个粗略解\(x_0\),然后我们故意把\(f(x)\)当成一个一次函数,即作一条切\(f(x)\)于\((x_0,f(x_0))\)的直线\(l\),根据点斜式,这条直线可以被描述为\(y - f(x_0) = f'(x_0)(x-x_0)\),然后我们在这条直线上找与\(x\)轴的交点,即\(y = 0\)的点,记作\((x, 0)\),那么有
\[ x = x_0 - \frac{f(x_0)}{f'(x_0)} \]
重复以上步骤,我们会不断逼近\(f(x)=0\)的解。
即先从一个\(x_0\)出发,然后按一下递推式得到后面更精确的\(x\):
\[ x_{n+1} = x_n - \frac{f(x_n)}{f'(x_n)} \]
放张\(wiki\)上的图
举个例子,求解平方根。我们现在要求\(\sqrt k\),那么函数就是\(f(x) = x^2-k\),我们要求的就是\(f(x)=0\)的解。
对\(f(x)\)求导得到\(f'(x) = 2x\)。按柿子牛顿迭代就行了
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef double db;
db calc(db k){
#define F(x) (1.0*(x)*(x)-k)
#define F1(x) (2.0*(x))
db x=1;
for (int it=0;it<100;it++)
x=x-F(x)/F1(x);
return x;
}
int main(){
db k; scanf("%lf",&k);
printf("%.9f\n",calc(k));
return 0;
}
值得注意的是每牛顿迭代一次,精度都会翻一倍,这和二分有点像
另外如果知道泰勒展开的话,上面的迭代也应该很自然。
首先我们知道一个粗略解\(x_0\),那么\(f(x)\)在\(x_0\)处的泰勒展开结果
\[ f(x) = \sum\limits_{n=0}^{\infty} \frac{f^{(n)}(x_0)}{n!}(x - x_0)^n \]
其中\(f^{(n)}\)表示\(f\)的\(n\)阶导数。因为我们可以不断逼近解,所以之取前两项也就是我们就直接认为\(f(x) = f(x_0)+f'(x_0)(x-x_0)\),也能得到牛顿迭代公式。
对多项式而言,是这样的问题:
给函数\(F(x)\),求一个多项式\(G(x)\),满足\(F(G(x)) = 0\),一般来讲,都会让你\(mod\)一个\(x^n\)(这个类似实数的精度)。
这个可以类似上面的牛顿迭代。
具体过程(假设\(n\)为\(2\)的整数次幂):
我们要求的是\(F(G(x))\equiv 0 \ (mod\ x^n)\),因为牛顿迭代一次后精度会翻倍
假设我们已经知道了\(F(G^*(x)) \equiv 0 \ (mod \ x^{\frac{n}{2}})\)。
那么根据泰勒展开,\(F(G(x))\)在\(G^*(x)\)处的展开式
\[ F(G(x)) = \frac{F(G^*(x))}{0!} + \frac{F'(G^*(x))}{1!}(G(x)-G^*(x)) + \frac{F^{''}(G^*(x))}{2!}(G(x)-G^*(x))^2 + \cdots \]
2333,咋整?不要慌张,注意到我们是对\(x^n\)取模,所以后面\(G(x)-G^*(x)\)的次数大于\(1\)的项全部报废了。\(Nice!\)
这样就只剩下
\[ F(G(x)) = F(G^*(x)) + F'(G^*(x))(G(x)-G^*(x)) \]
而我们要的是\(F(G(x)) \equiv 0 \ (mod \ x^n)\),即
\[ F(G^*(x)) + F'(G^*(x))G(x)-F'(G^*(x))G^*(x) \equiv 0 \ (mod \ x^n) \]
移个项
\[ F'(G^*(x))G(x) = F'(G^*(x))G^*(x) - F(G^*(x)) \]
两边同时除以\(F'(G^*(x))\):
\[ G(x) \equiv G^*(x) - \frac{F(G^*(x))}{F'(G^*(x))} \ (mod \ x^n) \]
所以上面的柿子就是结论,非常有用!
多项式\(\exp\)
给一个多项式\(n-1\)次多项式\(A(x)\),让你求\(mod \ x^n\)意义下的\(e^{A(x)}\),系数对\(998244353\)取模。
这个板子也是非常nb啊......
\(e\)是个无理数,我们还不知道它长啥样,考虑牛顿迭代。
我们要求的是\(B(x) = e^{A(x)}\),两边\(\ln\)一下,然后移项得到
\[ \ln B(x) - A(x) = 0 \]
令\(F(G(x)) = \ln G(x) - A(x)\),按上面的柿子牛顿迭代就好了。
\(A(x)\)是常数,所以\(F\)的导数\(F'(G(x)) = \frac{1}{G(x)}\)。
假设我们知道了\(F(H(x)) \equiv 0 \ (mod \ x^{\left\lceil\frac{n}{2}\right\rceil})\),有
\[ G(x) = H(x) - \frac{F(H(x))}{F'(H(x))} = H(x) - H(x)(\ln H(x)-A(x)) = H(x)(1-\ln H(x)+A(x)) \]
递归计算就好了。s
/*
其他的看上面......
*/
namespace Poly{
void getexp(int *f,int n,int *G){
if (n==1){G[0]=1;return;}
getexp(f,(n+1)>>1,G);
static int F[N],lnG[N];
int limit=1; while(limit<=2*n)limit<<=1; init(limit);
for (int i=0;i<limit;i++) F[i]=i>=n?0:f[i],G[i]=i>=n?0:G[i];
getln(G,n,lnG);
ntt(G,limit,1),ntt(lnG,limit,1),ntt(F,limit,1);
for (int i=0;i<limit;i++) G[i]=1ll*G[i]*sub(add(1,F[i]),lnG[i])%P;
ntt(G,limit,-1);
for (int i=n;i<limit;i++) G[i]=0;
}
}
int f[N],ans[N],n;
int main(){
scanf("%d",&n);
for (int i=0;i<n;i++)scanf("%d",&f[i]);
Poly::getexp(f,n,ans);
for (int i=0;i<n;i++)printf("%d ",ans[i]);
return 0;
}
多项式快速幂
给一个\(n-1\)次多项式\(A(x)\),和一个\(k(k \le 10^{10^5})\),求\(A^k(x) \ mod \ x^n\),系数对\(998244353\)取模。
这个有了\(\ln\)和\(\exp\)应该挺好做了吧。
直接写柿子
\[ A^k(x) = e^{k \ln A(x)} \]
注意到\(k\)会乘到\(\ln A(x)\)的系数里,边读边取模就好了。
inline int getnum(){
int x=0,f=1; char ch=getchar();
while(!isdigit(ch)){f=ch=='-'?-f:f;ch=getchar();}
while(isdigit(ch)){x=(10ll*x+ch-48)%P;ch=getchar();}
return normal(x*f);
}
namespace Poly{
void getpow(int *f,int n,int k,int *G){
static int F[N]; for (int i=0;i<n;i++) F[i]=f[i];
getln(F,n,F);
for (int i=0;i<n;i++) F[i]=1ll*F[i]*k%P;
getexp(F,n,G);
}
}
int f[N],ans[N],n,k;
int main(){
scanf("%d",&n),k=getnum();
for (int i=0;i<n;i++)scanf("%d",&f[i]);
Poly::getpow(f,n,k,ans);
for (int i=0;i<n;i++)printf("%d ",ans[i]);
return 0;
}
总结
这里放一下自己丑的一比的板子吧
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=1e6,P=998244353,gen=3,igen=(P+1)/gen;
inline int add(int x,int y){
return x+y>=P?x+y-P:x+y;
}
inline int sub(int x,int y){
return x-y<0?x-y+P:x-y;
}
inline int fpow(int x,int y){
int ret=1; for (x%=P;y;y>>=1,x=1ll*x*x%P)
if (y&1) ret=1ll*ret*x%P;
return ret;
}
inline int sqr(int x){return 1ll*x*x%P;}
inline int normal(int x){return (x%P+P)%P;}
inline int getnum(){
int x=0,f=1; char ch=getchar();
while(!isdigit(ch)){f=ch=='-'?-f:f;ch=getchar();}
while(isdigit(ch)){x=(10ll*x+ch-48)%P;ch=getchar();}
return normal(x*f);
}
namespace Poly{
int rev[N];
void init(int n){
for (int i=0;i<n;i++)
rev[i]=rev[i>>1]>>1|((i&1)?n>>1:0);
}
void ntt(int *f,int n,int flg){
for (int i=0;i<n;i++)
if (rev[i]<i) swap(f[i],f[rev[i]]);
for (int len=2,k=1;len<=n;len<<=1,k<<=1){
int wn=fpow(flg==1?gen:igen,(P-1)/len);
for (int i=0;i<n;i+=len){
for (int w=1,j=i;j<i+k;j++,w=1ll*w*wn%P){
int tmp=1ll*w*f[j+k]%P;
f[j+k]=sub(f[j],tmp),f[j]=add(f[j],tmp);
}
}
}
if (flg==-1){
int inv=fpow(n,P-2);
for (int i=0;i<n;i++) f[i]=1ll*f[i]*inv%P;
}
}
void dao(int *f,int n,int *g){
static int F[N]; for (int i=0;i<=n;i++)F[i]=f[i];
for (int i=1;i<=n;i++) g[i-1]=1ll*i*F[i]%P; g[n]=0;
}
void jifen(int *f,int n,int *g){
static int F[N]; for (int i=0;i<=n;i++)F[i]=f[i];
for (int i=0;i<=n;i++) g[i+1]=1ll*fpow(i+1,P-2)*F[i]%P; g[0]=0;
}
void getinv(int *f,int n,int *G){
if (n==1){G[0]=fpow(f[0],P-2);return;}
getinv(f,(n+1)>>1,G); static int F[N];
int limit=1; while(limit<=2*n)limit<<=1; init(limit);
for (int i=0;i<limit;i++) F[i]=i>=n?0:f[i],G[i]=i>=n?0:G[i];
ntt(F,limit,1),ntt(G,limit,1);
for (int i=0;i<limit;i++) G[i]=1ll*G[i]*sub(2,1ll*F[i]*G[i]%P)%P;
ntt(G,limit,-1);
for (int i=n;i<limit;i++) G[i]=0;
}
void van(int *f,int n){
for (int i=0,j=n;i<j;i++,j--)swap(f[i],f[j]);
}
void div(int *f,int n,int *g,int m,int *Q,int *R){
static int F[N],G[N],iG[N],qwq[N];
for (int i=0;i<=n;i++) F[i]=f[i];
for (int i=0;i<=m;i++) G[i]=g[i];
van(F,n),van(G,m); getinv(G,n-m+1,iG);
/* cout<<"F: "; for (int i=0;i<=n;i++) cout<<F[i]<<" "; cout<<endl;
cout<<"G: "; for (int i=0;i<=m;i++) cout<<G[i]<<" "; cout<<endl;
cout<<"iG: "; for (int i=0;i<=n-m+1;i++) cout<<iG[i]<<" "; cout<<endl; */
int limit=1; while (limit<=2*n)limit<<=1; init(limit);
for (int i=n+1;i<limit;i++) F[i]=0;
for (int i=n-m+1;i<limit;i++) iG[i]=0;
ntt(F,limit,1),ntt(iG,limit,1);
for (int i=0;i<limit;i++) Q[i]=1ll*F[i]*iG[i]%P;
ntt(Q,limit,-1);
for (int i=n-m+1;i<limit;i++) Q[i]=0;
van(Q,n-m);
for (int i=0;i<=n-m;i++) qwq[i]=Q[i];
for (int i=n-m+1;i<limit;i++) qwq[i]=0;
for (int i=0;i<=m;i++) G[i]=g[i];
for (int i=m+1;i<limit;i++) G[i]=0;
limit=1; while(limit<=n)limit<<=1; init(limit);
ntt(qwq,limit,1),ntt(G,limit,1);
for (int i=0;i<limit;i++) G[i]=1ll*G[i]*qwq[i]%P;
ntt(G,limit,-1);
for (int i=n+1;i<limit;i++) G[i]=0;
for (int i=0;i<m;i++) R[i]=sub(f[i],G[i]);
}
void getln(int *f,int n,int *G){
static int F[N],iF[N]; for (int i=0;i<n;i++) F[i]=f[i];
getinv(F,n,iF),dao(F,n-1,F);
int limit=1; while(limit<=2*n)limit<<=1; init(limit);
for (int i=n-1;i<limit;i++) F[i]=0;
ntt(F,limit,1),ntt(iF,limit,1);
for (int i=0;i<limit;i++) G[i]=1ll*F[i]*iF[i]%P;
ntt(G,limit,-1);
jifen(G,n-1,G); for (int i=n;i<limit;i++)G[i]=0;
}
void getexp(int *f,int n,int *G){
if (n==1){G[0]=1;return;}
getexp(f,(n+1)>>1,G);
static int F[N],lnG[N];
int limit=1; while(limit<=2*n)limit<<=1; init(limit);
for (int i=0;i<limit;i++) F[i]=i>=n?0:f[i],G[i]=i>=n?0:G[i];
getln(G,n,lnG);
ntt(G,limit,1),ntt(lnG,limit,1),ntt(F,limit,1);
for (int i=0;i<limit;i++) G[i]=1ll*G[i]*sub(add(1,F[i]),lnG[i])%P;
ntt(G,limit,-1);
for (int i=n;i<limit;i++) G[i]=0;
}
void getpow(int *f,int n,int k,int *G){
static int F[N]; for (int i=0;i<n;i++) F[i]=f[i];
getln(F,n,F);
for (int i=0;i<n;i++) F[i]=1ll*F[i]*k%P;
getexp(F,n,G);
}
void getsqrt(int *f,int n,int *sqt){
if (n==1){sqt[0]=1;return;}
getsqrt(f,(n+1)>>1,sqt);
static int F[N],H[N],iH[N];
int limit=1; while (limit<=2*n) limit<<=1;
for (int i=0;i<limit;i++) H[i]=i>=n?0:2ll*sqt[i]%P;
getinv(H,n,iH),init(limit);
for (int i=0;i<limit;i++) F[i]=i>=n?0:f[i],sqt[i]=i>=n?0:sqt[i];
ntt(F,limit,1),ntt(sqt,limit,1),ntt(iH,limit,1);
for (int i=0;i<limit;i++) sqt[i]=1ll*add(F[i],sqr(sqt[i]))*iH[i]%P;
ntt(sqt,limit,-1);
for (int i=n;i<limit;i++) sqt[i]=0;
}
}
int f[N],ans[N],n,k;
int main(){
return 0;
}