集合幂级数的ln和exp运算及组合意义
集合幂级数的ln和exp运算及组合意义
子集卷积
设\(f,g,h\)为集合幂级数
定义\(h\)为\(f\)和\(g\)的子集卷积
注意到\([L \cap R=\emptyset][L \cup R=S]=[|L|+|R|=|S|][L \cup R=S]\)
我们定义集合占位幂级数 \(F_{i,S}\),\(F_{|S|,S}=f_S\),其余情况为0
那么上面的式子就可以简化为
容易发现,第一维是一个普通卷积,而第二维是集合幂级数的or卷积. 而集合占位幂级数可以看成一个二元生成函数,每一维之间是独立的,只需要分开即可.(可以考虑多项式的乘法如\((xy+x^2y)(2x^2y+3y^2)\),感性理解即可)
那么我们处理这个卷积时,只需要对每一行\(f_i\)做FMT,然后对于每一列,暴力做普通卷积,再把每一行IFMT回来即可。因为有\(n\)行\(2^n\)列,所以复杂度\(O(n^22^n)\)
集合幂级数exp
我们考虑EGF的组合意义,EGF的exp表示把元素组合成集合的方案数。不妨定义\(F_{|S|,S}=\frac{f_S}{|S|!}\). 那么每一列就是一个EGF. 我们先定义占位集合幂级数的exp为\(\exp F -1=\sum_{i\geq 1}\frac{F^i}{i!}\),其中\(F\)的乘法定义为子集卷积. 由于占位集合幂级数中中两维的独立性,这等价于对第一维做普通卷积意义下的exp,对第二维做or卷积.
实现时,类似子集卷积,先对行FMT,再列exp,再IFMT回来即可. 对列做exp，当然可以用多项式全家桶做到\(O(n\log n)\),但常数爆炸。因为\(n\)很小,考虑如何\(O(n^2)\)做exp.
设\(G=\exp F -1\)
两边求导得\(G'=F' \exp F=F'G\)
写成系数形式\(ng_n=\sum_{i=0}^{n-1}if_ig_{n-i}\),即
集合幂级数的exp好像十分抽象,我们现在探讨它的组合意义. 设\(g_n\)为真实的方案数(没有除掉EGF中的n!)
组合解释如下: 枚举\(n\)所在的集合的大小\(i\),那么该集合内部的方案数为\(f_i\).从的\(n-1\)个数中选\(i-1\)个数与\(n\)放到同一集合。剩下的\(n-i\)个数随便放,方案数\(g_{n-i}\). 那么exp的意义就是选取若干个不相交的集合组合成S的方案数。
void exp(int *f,int *g,int n){
static int F[maxlogn+5][maxn+5],G[maxlogn+5][maxn+5];
for(int i=0;i<(1<<n);i++) for(int j=0;j<=n;j++) F[j][i]=G[j][i]=0;
for(int i=0;i<(1<<n);i++) F[cnt[i]][i]=f[i];
for(int i=0;i<=n;i++) FMT(F[i],n,1);
G[0][0]=1;
FMT(G[0],n,1);
for(int s=0;s<(1<<n);s++){
for(int i=1;i<=n;i++){
for(int j=0;j<=i-1;j++) G[i][s]=addm(G[i][s],1ll*F[j][s]*j*G[i-j][s]%mod);
G[i][s]=1ll*G[i][s]*invi[i]%mod;
}
}
for(int i=0;i<=n;i++) FMT(G[i],n,-1);
for(int i=0;i<(1<<n);i++) g[i]=G[cnt[i]][i];
}
定义\(G\)的生成子图为包含\(G\)的所有顶点的子图。给出一个图G,求G的连通生成子图数量
集合幂级数ln
之前我们定义了\(e^G-1=F\).同理,我们定义\(G=\ln(F+1)\)
同样,对第一维做普通卷积意义下的ln,对第二维做or卷积.考虑如何\(O(n^2)\)ln.
我们只需要把exp的式子反过来就好了
再把字母换一下就得到了
由exp的组合意义可知,ln的组合意义为将S拆分成若干个不相交集合的方案数
void ln(int *f,int *g,int n){
static int F[maxlogn+5][maxn+5],G[maxlogn+5][maxn+5];
for(int i=0;i<(1<<n);i++) for(int j=0;j<=n;j++) F[j][i]=G[j][i]=0;
for(int i=0;i<(1<<n);i++) F[cnt[i]][i]=f[i];
for(int i=0;i<=n;i++) FMT(F[i],n,1);
G[0][0]=1;
FMT(G[0],n,1);
for(int s=0;s<(1<<n);s++){
for(int i=1;i<=n;i++){
for(int j=0;j<=i-1;j++) G[i][s]=addm(G[i][s],1ll*F[i-j][s]*G[j][s]%mod*j%mod);
G[i][s]=decm(F[i][s],1ll*G[i][s]*invi[i]%mod)%mod;
}
}
for(int i=0;i<=n;i++) FMT(G[i],n,-1);
for(int i=0;i<(1<<n);i++) g[i]=G[cnt[i]][i];
}
k-exp
我们在ln和exp的定义中,都没有限制拆分成集合的个数,如\(\sum_{i \geq 1}\frac{F^i}{i!}\),i的取值是1到n. 如果限制拆分的个数之多为k,我们就得到了k-exp
即\(G=\sum_{i=1}^k \frac{F^i}{i!}\)
同样两边求导,有\(G'=F'(G-\frac{F^k}{k!})\),因为对右边求导后,每一项都变成了前一项,只有第k项消失了
同样考虑每一列怎么做.对\(F^k\)做多项式快速幂(即先ln,乘k再exp),设得到的结果为\(h\).那么上式就可以写成
\(ng_n=\sum_{i=0}^{n-1}(n-i)f_{n-i}(g_i-h_i)\)
就可以在\(O(n^2)\)的时间内求解
