考虑把这个图视为nn阶完全图,每一条边可以染成两种颜色和11。那么可以根据Polya定理:
来求解。GG为置换的集合,为颜色数量,c(g)c(g)为置换gg下的循环节个数。
然而,此题的置换个数为n!n!,暴力枚举是过不去的。但可以发现c(g)c(g)的值总是在[1,n(n−1)2][1,n(n−1)2]之间。
因此可以考虑对于任何一个i∈[1,n(n−1)2]i∈[1,n(n−1)2]有多少种置换gg使得。
从11到的排列的循环节上去考虑。如果一个11到的排列有mm个循环节,循环节的长度分别为:
那么通过推理可以得出,这时候边的循环节个数为:
∑mi=1⌊ai2⌋+∑1≤i<j≤mgcd(ai,aj)∑i=1m⌊ai2⌋+∑1≤i<j≤mgcd(ai,aj)
也就是所有循环节长度的一半的下取整之和,再加上循环节长度的两两的gcdgcd之和。
由于n=60n=60时nn的正整数拆分方法数只有,所以可以暴力搜索每一个拆分后求出边的循环节个数。暴力出奇迹啊!
最后的问题就是循环节长度分别为a1,a2,...,ama1,a2,...,am的排列有多少个。可以将aa的值分类后用组合数学的知识求出(具体见代码)。
记得写个逆元
代码:
#include <cmath>
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <iostream>
#include <algorithm>
using namespace std;
const int N = 67, MX = 997, M = N * N;
int n, m, a[N], fac[N], inv[N], res[M];
int qpow(int a, int b) {
int res = 1;
while (b) {
if (b & 1) res = res * a % MX;
a = a * a % MX;
b >>= 1;
}
return res;
}
int C(int n, int m) {
return fac[n] * inv[m] * inv[n - m] % MX;
}
void dfs(int orz, int dep, int minv) {
if (!orz) {
dep--; int i, j, cnt = 0; for (i = 1; i <= dep; i++) cnt += a[i] >> 1;
for (i = 1; i < dep; i++) for (j = i + 1; j <= dep; j++)
cnt += __gcd(a[i], a[j]); int co = 1, ti = 0, tn = n;
for (i = 1; i <= dep; i++) {
ti++; if (i == dep || a[i] != a[i + 1]) {
int de = 1; for (j = 1; j <= ti; j++)
de = de * C(tn, a[i]) * fac[a[i] - 1] % MX, tn -= a[i];
de = de * inv[ti] % MX; co = co * de % MX; ti = 0;
}
}
res[cnt] = (res[cnt] + co) % MX; return;
}
int i; for (i = minv; (i << 1) <= orz; i++)
a[dep] = i, dfs(orz - i, dep + 1, i);
if (minv <= orz) a[dep] = orz, dfs(0, dep + 1, orz);
}
int main() {
int i, ans = 0; cin >> n; fac[0] = 1; m = n * (n - 1) >> 1;
if (n == 1) return puts("1"), 0;
for (i = 1; i <= n; i++) fac[i] = fac[i - 1] * i % MX;
inv[n] = qpow(fac[n], MX - 2); for (i = n - 1; i >= 0; i--)
inv[i] = inv[i + 1] * (i + 1) % MX;
dfs(n, 1, 1); for (i = 1; i <= m; i++)
ans = (ans + qpow(2, i) * res[i]) % MX;
cout << ans * qpow(fac[n], MX - 2) % MX << endl;
return 0;
}