「学习笔记」二项式反演

概念

二项式反演其实就是利用容斥的思想处理一些通过求“至少或至多”来解决“恰好”的问题。

形式

$\begin{aligned} f(n)=\sum_{i=0}^n(-1)^i\binom n i g(i)&\iff g(n)=\sum_{i=0}^n(-1)^i\binom n i f(i) \\ f(n)=\sum_{i=0}^n\binom n i g(i)&\iff g(n)=\sum_{i=0}^n(-1)^{n-i}\binom n i f(i) \\ f(n)=\sum_{i=n}^m \binom n i g(i)&\iff g(n)=\sum_{i=n}^m(-1)^{i-n}\binom n i f(i) \end{aligned}$

其中，形式三比较常用，组合意义为 $f(n)$ 表示“至少选 $n$ 个”，$g(n)$ 表示“恰好选 $n$ 个”。

例题

Luogu P4859 已经没有什么好害怕的了

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Description

给定两个长为 $n$ 的序列 $a,b$，它们两两配对，求配对后 $a>b$ 的组数比 $b>a$ 的组数恰好多 $k$ 组的方案数。

$1\le n \le 2000,0\le k\le n$

Solution

题目要求“恰好多 $k$ 组”，共有 $n$ 组，所以相当于 $a>b$ 恰好 $\dfrac {n+k}2$ 组。

设 $dp_{i,j}$ 表示前 $i$ 个数中，有 $j$ 组 $a>b$ 的方案数，转移方程为

$dp_{i,j}=dp_{i-1,j}+dp_{i-1,j-1}\times(cnt_i-(j-1))$

其中，$cnt_i$ 表示 $b$ 中比 $a_i$ 小的数的个数，这个可以将 $a,b$ 排序后双指针扫

接下来，记 $f_i=dp_{n,i}\times (n-i)!$，也就是至少 $i$ 组的方案数

然后根据二项式反演就可以得到恰好 $k$ 组的方案数 $g_k$

$g_k=\sum_{i=k}^n(-1)^{n-i}\binom i k f_i$

Code

int n, k, a[N], b[N], cnt[N];
ll fac[N], dp[N][N], f[N], g[N];

ll qpow(ll a, int b)
{
    ll res = 1;
    while(b)
    {
        if(b & 1) res = res * a % mod;
        a = a * a % mod, b >>= 1;
    }
    return res;
}
ll add(ll x) {return x < mod ? x : x - mod;}
ll inv(ll x) {return qpow(x, mod - 2);}
ll C(int n, int m) {return n < m ? 0 : fac[n] * inv(fac[m]) % mod * inv(fac[n - m]) % mod;}

int main()
{
    read(n), read(k);

    if((n + k) & 1)
    {
        puts("0");
        return 0;
    }
    k = (n + k) >> 1;

    for(int i = 1; i <= n; i++) read(a[i]);
    for(int i = 1; i <= n; i++) read(b[i]);
    sort(a + 1, a + 1 + n);
    sort(b + 1, b + 1 + n);

    fac[0] = 1;
    for(int i = 1, j = 1; i <= n; i++)
    {
        while(j <= n && a[i] > b[j]) j++;
        cnt[i] = j - 1;
        fac[i] = fac[i - 1] * i % mod;
    }

    dp[0][0] = 1;
    for(int i = 1; i <= n; i++)
        for(int j = 0; j <= i; j++)
            dp[i][j] = add(dp[i - 1][j] + (!j ? 0 : dp[i - 1][j - 1] * (cnt[i] - j + 1) % mod));
    for(int i = 0; i <= n; i++) f[i] = dp[n][i] * fac[n - i] % mod;
    for(int i = 1; i <= n; i++)
        for(int j = k; j <= n; j++)
            g[i] = add(g[i] + add((((j - k) & 1) ? -1 : 1) * f[j] * C(j, k) % mod + mod));

    write(g[k]), pc('\n');
    return 0;
} 
// A.S.

Luogu P4491 [HAOI2018]染色

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Description

有一个长为 $n$ 的序列，每个位置都可以是 $[1,m]$ 中的某一个数，若这 $n$ 个数中恰好出现了 $s$ 次的数有 $k$ 个，那么会得到 $w_k$ 的贡献。

求对于所有可能的情况，能获得的权值的和对 $1004535809$ 取模的结果是多少。

$1\le n\le 10^7,1\le m \le 10^5,0\le s\le 150,0\le w_i\le 1004535809$

Solution

显然数的个数不会超过 $cnt=\min(m,n/s)$

依然是恰好出现 $s$ 次，考虑计算有 $i$ 个数至少出现 $s$ 次的方案数 $f_i$

钦定 $i$ 个数出现了 $s$ 次，剩下的 $n-is$ 个位置在 $m-i$ 个数中随便选

$f_i=\binom m i \dfrac{n!}{(s!)^i(n-is)!}(m-i)^{n-is}$

然后进行二项式反演，设 $g_k$ 表示有 $k$ 个数恰好出现 $s$ 次

$\begin{aligned} g_k&=\sum_{i=k}^m(-1)^{i-k}\binom i k f_i \\ g_k\times k!&=\sum(-1)^{i-k}\dfrac{i!}{(i-k)!}f_i \end{aligned}$

到这里就能看出来卷积的形式了

设

$F(x)=\sum_{i=0}^mf_i\times i! \\ G(x)=\sum_{i=0}^m\dfrac{(-1)^i}{i!}$

那么 $g_i=\dfrac{(F*G)(i)}{i!}$

NTT 计算卷积即可

Code

#include <bits/stdc++.h>
#define ll long long
#define db double
#define gc getchar
#define pc putchar

using namespace std;

namespace IO
{
    template <typename T>
    void read(T &x)
    {
        x = 0; bool f = 0; char c = gc();
        while(!isdigit(c)) f |= c == '-', c = gc();
        while(isdigit(c)) x = x * 10 + c - '0', c = gc();
        if(f) x = -x;
    }

    template <typename T>
    void write(T x)
    {
        if(x < 0) pc('-'), x = -x;
        if(x > 9) write(x / 10);
        pc('0' + x % 10);
    }
}
using namespace IO;

const int MAXN = 1e7 + 5;
const int N = 1e5 + 5;
const int mod = 1004535809;
const int G = 3;
const int Gi = 334845270;

ll add(ll x) {return x < mod ? x : x - mod;}
ll sub(ll x) {return x < 0 ? x + mod : x;}
ll qpow(ll a, int b)
{
    ll res = 1;
    while(b)
    {
        if(b & 1) res = res * a % mod;
        a = a * a % mod, b >>= 1;
    }
    return res;
}
ll inv(ll x) {return qpow(x, mod - 2);}

ll fac[MAXN], f[N << 2], g[N << 2];

ll C(int n, int m)
{
    return n < m ? 0 : fac[n] * inv(fac[m]) % mod * inv(fac[n - m]) % mod;
}

int rev[N << 2];

int calclim(int n)
{
    int lim = 1;
    while(lim < n) lim <<= 1;
    return lim;
}

void calcrev(int lim)
{
    for(int i = 0; i < lim; i++)
        rev[i] = (rev[i >> 1] >> 1) | ((i & 1) * (lim >> 1));
}

void NTT(ll *a, int lim, int type)
{
    for(int i = 0; i < lim; i++)
        if(i < rev[i]) swap(a[i], a[rev[i]]);
    for(int mid = 1; mid < lim; mid <<= 1)
    {
        ll wn = qpow(type == 1 ? G : Gi, (mod - 1) / (mid << 1));
        for(int i = 0; i < lim; i += (mid << 1))
        {
            ll w = 1;
            for(int j = 0; j < mid; j++, w = w * wn % mod)
            {
                ll x = a[i + j], y = w * a[i + mid + j] % mod;
                a[i + j] = add(x + y);
                a[i + mid + j] = sub(x - y);
            }
        }
    }
    if(type == -1)
    {
        ll limi = qpow(lim, mod - 2);
        for(int i = 0; i < lim; i++) a[i] = a[i] * limi % mod;
    }
    return;
}

int main()
{
    int n, m, s;
    read(n), read(m), read(s);
    int cnt = min(m, n / s) + 1;
    fac[0] = 1;
    for(int i = 1; i < MAXN; i++)
        fac[i] = fac[i - 1] * i % mod;
    for(int i = 0; i < cnt; i++)
    {
        f[i] = fac[i] * C(m, i) % mod * fac[n] % mod * inv(qpow(fac[s], i)) % mod * inv(fac[n - s * i]) % mod * qpow(m - i, n - s * i) % mod;
        g[i] = (i & 1) ? mod - inv(fac[i]) : inv(fac[i]);
    }

    reverse(f, f + cnt);
    int lim = calclim(cnt << 1);
    calcrev(lim);
    NTT(f, lim, 1), NTT(g, lim, 1);
    for(int i = 0; i < lim; i++) f[i] = f[i] * g[i] % mod;
    NTT(f, lim, -1);
    reverse(f, f + cnt);
    
    ll ans = 0;
    for(int i = 0, w; i < cnt; i++)
        read(w), ans = add(ans + inv(fac[i]) * f[i] % mod * w % mod);
    write(ans), pc('\n');

    return 0;
}
// A.S.