一开始读错题了，以为是(sum_{1leq uleq vleq n}f(u,v))，还疑惑这题这么简单怎么没人做（
实际上是(sum_{1leq uleq vleq n}f(u,v)^{f(u,v)})（捂脸）
这个东西拆分是几乎不可做的，因此只能直接算。
发现对于固定起点的一条链，在链上做前缀( ext{and})运算时只会使某些位的(1)变为(0)，因此可能的( ext{and})取值只有不超过(log a)种。即，对于确定根的某个子树，以根为一端的链( ext{and})值最多只有(dlog a)种，其中(d)为子树叶子个数。
直接dfs即可，每个点维护子树中以其为一端的链( ext{and})值的种类和出现次数的集合。每次合并两棵子树时，暴力枚举两个集合中所有值计算。发现两个叶子只有在lca处才会产生(log^2a)的复杂度，即合并叶子的总复杂度不超过(d^2log^2a)。又由于路径最多(n^2)条，(ndleq 3 imes 10^6)就变成很强的性质了，(O(min(n,dlog a)^2)leq O(ndlog a))，在(d)取(frac{n}{log a})时取到等号。
然而(color{grey}{ ext{swk}})太菜了，犯了两个错误，都会导致复杂度上升至(O(ndlog^2 a))：
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维护子树中以其为一端的链( ext{and})值的种类和出现次数的集合时，每次合并一棵子树要对值的种类去重。(color{grey}{ ext{swk}})采用了暴力排序后去重的方法。然而正解是直接将两个vector拼接在一起，只在交接处去重。可以发现这样做不会使复杂度上界上升。
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题面中的模数是有深意的，给出原根的目的是通过预处理离散对数来避免快速幂。然而(color{grey}{ ext{swk}})没注意到这点，就直接暴力快速幂了QAQ
然而所幸的是这两只(log a)都属于常数较小的一类，加之数据很难做到卡满，(color{grey}{ ext{swk}})仍然完成了(2999ms)通过时限(3s)的题目的壮举（逃