這個題簡直有毒，\(o((a+b)^3logn)\)的做法不卡常只比\(o(2^n*n)\)多\(10\)分
看到\(a\)和\(b\)簡直小的可憐，於是可以往矩陣上聯想
發現這個柿子有些特殊，好像可以二項式定理搞一搞
於是\(x^ay^b\)可以寫成\((n-y)^ay^b\)
於是接下來就二項式定理好了
\[(n-y)^ay^b=\sum_^a\binomn^*(-y)^r*y^b
\]\[=\sum_^a\binomn^*(-1)^r*y^
\]發現好像可以用矩陣來維護這個\(\sum\)的每一項
先列一下\(dp\)的方程，設\(dp[i][j][0/1]\)表示進行到第\(i\)位上，這個\(\sum\)的第\(j\)次方項，最後一位填的是\(0/1\)
如果這一位填\(0\)，對答案並沒有什麼貢獻，但是前面填\(0/1\)都是可以的，於是\(dp[i][j][0]=dp[i-1][j][0]+dp[i-1][j][1]\)
如果這一位填的是\(1\)，那麼前面的那一位只能填\(0\)，\(y\)增加了\(1\)，所以答案變成了\((y+1)^j\)
還是用二項式定理
\[(y+1)^j=\sum_^j\binomy^k
\]所以也就可以得到
\[dp[i][j][1]=\sum_^j\binom*dp[i-1][k][0]
\]矩陣維護就可以了
#include#include#include#define re register
#define maxn 185
#define ll long long
ll a[maxn][maxn],ans[maxn][maxn];
int sz;
int t,a,b,p;
ll c[maxn][maxn];
inline void did_a()
}inline void did_ans()
}inline ll quick(ll a,int b)
return s;
}inline void mat_quick(int b)
}int main()
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