CF1408I
给定 (n,k,c)，以及长度为 (n) 的序列 (a)（保证元素互不相同）。
操作 (k) 次，每次随机选择一个 (a_i)，然后将其 (-1)
对于 (x=0,1~...~2^c-1) 输出最后序列的异或和为 (x) 的概率。
答案对 (998244353) 取模。
(k,cle 16,a_iin [k,2^c),nle 2^c-k)
Solution
观察到一个强有力的性质：
- 考虑形如 ((xoplus (x-1),xoplus (x-2)...xoplus (x-k))) 这样的 (k) 元组，在 (x<2^c) 的时候，级别近似于 (mathcal O(ck))
当 (c=16,k=16) 时搜出来的结果为 (192)
我们考虑论证：
观察到 (xoplus (x-1)) 的取值仅有 (2^t-1) 的形式。
其中，其取 (2^t-1) 表示最低位的 (1) 位于 (t-1) 位。
若 (t> log k)，那么不难发现 (xoplus (x-2)...xoplus (x-k)) 均固定了。
否则 (tle log k)，那么后续答案只和其位于 (log k) 位往上走的第一位 (1) 所处的位置，和初始后续 (log k) 个位置的具体取值相关，这样可以产生的不同的 (k) 元组的数量为 (c imes 2^{log k}=ck) 这一级别 。
所以本质不同的 (k) 元组仅有 (mathcal O(ck)) 种。
考虑令 (t=a_1oplus a_2....oplus a_n)
那么我们可以考虑答案在 (t) 上的改变量。
从计数的角度考虑，我们使用 EGF 来统计操作序列的数量，不妨令 (d_{i,j}=a_ioplus (a_i-j))，不难发现我们要求的即：
其中，作用在 (x) 维度上的卷积为异或卷积，(y) 上则为加法卷积。
于是我们得到了一个暴力做法：
枚举这 (ck) 个 (k) 元组，对其中每个元素固定 (y) 然后做 (FWT_{ extrm{xor}}) 变换，然后枚举 (x^{z})，对于某个 (z)，答案的贡献可以描述为 (ck) 个关于 (y) 的多项式的若干次幂的乘积。取其 (y^k) 项即可。
当然，由于固定 (y) 和枚举多项式之后，每个需要进行 FWT 的元素均为单项式 (x^{d_{i,j}})，所以我们可以暴力转 FWT
这样直接枚举这 (ck) 个多项式，我们发现我们的任务是计算 (F(y)^m)，于是直接在模 (y^{k+1}) 意义下进行暴力的 (ln) 和 (exp) 变换（均为 (k^2)），设 (c,k) 平级，复杂度为 (mathcal O(c^4cdot 2^c))，但是 (ln) 和 (exp) 的巨大常数使人无法通过此题。（反正我不行）
我们能否做到更优呢？当然可以：
观察到 (FWT_{ extrm{xor}}(j)) 为：
对于某个 (z) 而言，我们原本想要计算 (ck) 个多项式的若干次幂卷积的结果。
但是实际上，对于 (z) 而言，(k) 元组 ((a_1,a_2...a_k)) FWT 的结果等效于一个 (1/-1) 的序列 (((-1)^{a_1&z},....)) 的结果，这样的 1/-1 的序列可以状压下来。
于是两个 (k) 元组如果得到的 (1/-1) 序列相同，那么 FWT 后得到的多项式将相同，于是他们可以压起来一起 (ln/exp) 从而减少运算次数。
原本大概是 (mathcal O(c^2cdot 2^c)) 级别的运算量，但是加入此优化后需要计算的次数只有 (1.4cdot 10^6) 级别了，那么直接 (exp,ln) 和暴力卷积即可。
复杂度大概当作 (mathcal O(c^3cdot 2^c)) 吧？
优雅 の (exp)：
暴力即可。
优雅 の (ln)：
然后由于我太菜了，所以常数巨大，最后预处理了 (ln) 才过的这个题.../kk
(Code:)
#pragma GCC target("sse,sse2,sse3,ssse3,sse4.1,sse4.2,avx,avx2,popcnt,tune=native")
#pragma GCC optimize(2)
#pragma GCC optimize(3)
#pragma GCC optimize("Ofast")
#pragma GCC optimize(
"inline,-fgcse,-fgcse-lm,-fipa-sra,-ftree-pre,-ftree-vrp,-fpeephole2,-ffast-math,-fsched-spec,unroll-loops,-falign-jumps,-falign-loops,-falign-labels,-fdevirtualize,-fcaller-saves,-fcrossjumping,-fthread-jumps,-funroll-loops,-freorder-blocks,-fschedule-insns,inline-functions,-ftree-tail-merge,-fschedule-insns2,-fstrict-aliasing,-fstrict-overflow,-falign-functions,-fcse-follow-jumps,-fsched-interblock,-fpartial-inlining,no-stack-protector,-freorder-functions,-findirect-inlining,-fhoist-adjacent-loads,-frerun-cse-after-loop,inline-small-functions,-finline-small-functions,-ftree-switch-conversion,-foptimize-sibling-calls,-fexpensive-optimizations,inline-functions-called-once,-fdelete-null-pointer-checks")
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std ;
#define rep( i, s, t ) for( register int i = (s); i <= (t); ++ i )
#define drep( i, s, t ) for( register int i = (t); i >= (s); -- i )
#define re register
#define int long long
#define pb push_back
#define vi vector<int>
int gi() {
char cc = getchar() ; int cn = 0, flus = 1 ;
while( cc < '0' || cc > '9' ) { if( cc == '-' ) flus = - flus ; cc = getchar() ; }
while( cc >= '0' && cc <= '9' ) cn = cn * 10 + cc - '0', cc = getchar() ;
return cn * flus ;
}
const int P = 998244353 ;
const int N = (1 << 16) + 5 ;
const int M = 20 + 5 ;
int fpow(int x, int k) {
int ans = 1, base = x ;
while(k) {
if(k & 1) ans = 1ll * ans * base % P ;
base = 1ll * base * base % P, k >>= 1 ;
} return ans ;
}
int n, K, m, lim, S, num, f[N], cnt[N], g[M], A[M], fac[M], inv[M], iv[M], st[N], top ;
int Ln[N][M] ;
map<vi, int> G ;
vector<int> sd[205] ; int sc[205] ;
int bit(int x) { return __builtin_popcount(x) ;}
int Fm[M], Fp[M] ;
int mod(int x) { return (x - x / P * P) ; }
void polydiv(int *a) { rep( i, 1, K ) a[i - 1] = i * a[i] % P ; a[K] = 0 ; }
void polyln(int *a) {
rep( j, 0, K ) Fp[j] = 0 ;
rep( j, 1, K ) {
int de = 0 ;
for(re int i = 1; i < j; ++ i) de = (de + mod(Fp[i] * a[j - i]) * i) ;
Fp[j] = (a[j] - de % P * iv[j] % P + P) % P ;
} rep( j, 0, K ) a[j] = Fp[j] ;
}
void polyexp(int *a) {
rep( j, 0, K ) Fp[j] = 0 ; polydiv(a), Fp[0] = 1 ;
rep( j, 1, K ) {
for(int k = 0; k < j; ++ k) Fp[j] = (Fp[j] + mod(Fp[k] * a[j - k - 1])) ;
Fp[j] = Fp[j] % P * iv[j] % P ;
} rep( j, 0, K ) a[j] = Fp[j] ;
}
signed main()
{
n = gi(), K = gi(), m = gi(), lim = 1 << m ;
for(int i = 1; i <= n; ++ i) {
int x = gi(); S ^= x ; vi d ;
rep( j, 1, K ) d.pb(x ^ (x - j)) ; ++ G[d] ;
}
fac[0] = inv[0] = iv[0] = 1 ;
rep( i, 1, K )
fac[i] = fac[i - 1] * i % P, inv[i] = fpow( fac[i], P - 2 ),
iv[i] = fpow( i, P - 2 ) ;
for(auto x : G) ++ num, sd[num] = x.first, sc[num] = x.second ;
int St = (1 << K) ;
for(re int i = 0; i < St; ++ i) {
A[0] = 1 ;
for(re int j = 1; j <= K; ++ j)
A[j] = ((i >> (j - 1)) & 1) ? P - inv[j] : inv[j] ;
polyln(A) ;
rep( j, 0, K ) Ln[i][j] = A[j] ;
}
for(int t = 0; t < lim; ++ t) {
for(int i = 1; i <= num; ++ i ) {
int c = sc[i], z = 0 ;
for(re int j = 0; j < K; ++ j)
if( bit(sd[i][j] & t) & 1 ) z |= (1 << j) ; //0 mean 1, 1 mean -1
if( !cnt[z] ) st[++ top] = z ; cnt[z] += c ;
}
rep( j, 0, K ) g[j] = 0 ; g[0] = 1 ;
for(int x = 1; x <= top; ++ x) {
int z = st[x] ;
rep( j, 0, K ) A[j] = Ln[z][j] * cnt[z] % P ;
polyexp(A) ;
for(re int j = K; j >= 0; -- j) {
int tmp = 0 ;
rep( k, 0, j ) tmp = (tmp + mod(g[k] * A[j - k])) ;
g[j] = tmp % P ;
}
}
f[t] = g[K] * fac[K] % P ; rep( i, 1, top ) cnt[st[i]] = 0 ; top = 0 ;
}
for(int k = 1; k < lim; k <<= 1) {
for(int i = 0; i < lim; i += (k << 1))
for(int j = i; j < i + k; ++ j) {
int nx = f[j], ny = f[j + k] ;
f[j] = (nx + ny) % P, f[j + k] = (nx - ny + P) % P ;
}
}
int di = fpow(lim, P - 2) * fpow(n, P - 1 - K) % P ;
for(re int i = 0; i < lim; ++ i) printf("%lld ", f[i ^ S] * di % P ) ;
return 0 ;
}