嘟嘟嘟
要是求交错序列的个数和就好了，那我一秒就能切。
换成这个，我就不会了。
我一直想枚举1的个数，然后算出在长度为\(n\)的序列里，有多少个合法的序列，然后又觉得这好像是什么插板法，但是每一个盒子里必须有球，还不会。查了一下发现这东西\(O(1)\)还求不了，于是彻底放弃了。
正解是这样的，首先还得稍微推一下式子。
\[x ^ a y ^ b = (n - y) ^ a y ^ b\]
然后利用二项式定理
\[(n - y) ^ a y ^ b = \sum _ {i = 0} ^ a C_{a} ^ {i} n ^ i (-1) ^ {a - i} y ^ {a + b - i}\]
于是我们发现，只用求\(y\)的和的\(x\)次幂就行了。
怎么求咧，这时候就要用dp了。
令\(dp[i][j][0 / 1]\)表示长度为\(i\)的序列中，这一位填0 / 1时1的个数的\(j\)次幂。那么分情况转移：
当这一位填0时，1的个数不变，则\(dp[i][j][0] = dp[i - 1][j][0] + dp[i - 1][j][1]\)。
当这一位填1时，考虑\(y\)加了1，则\((y + 1) ^ j = \sum _ {k = 0} ^ {j} C_{j} ^ {k} y ^ j\)，于是有\(dp[i][j][1] = \sum _ {k = 0} ^ {j} C_{j} ^ {k} dp[i - 1][j][0]\)
讲真这时候维护前缀和\(O(n)\)dp应该已经能过了，但是交上去就是TLE，所以只能改成矩乘了（还得卡常）。
矩阵是一个边长为\(2(a + b)\)的正方形矩阵，用样例一构造后的矩阵张这个样子：
1 0 0 0 1 0 0 0
0 1 0 0 0 1 0 0
0 0 1 0 0 0 1 0
0 0 0 1 0 0 0 1
1 0 0 0 0 0 0 0
1 1 0 0 0 0 0 0
1 2 1 0 0 0 0 0
1 3 3 1 0 0 0 0
总结一下，感觉上点难度的dp题有一部分就是在dp之前先要推一推式子，推到觉得可以dp的时候再开始dp。至于啥时候觉得可以dp，估计这就得靠刷题吧……
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
using namespace std;
#define enter puts("")
#define space putchar(' ')
#define Mem(a, x) memset(a, x, sizeof(a))
#define In inline
typedef long long ll;
typedef double db;
const int INF = 0x3f3f3f3f;
const db eps = 1e-8;
const int maxn = 205;
inline ll read()
{
ll ans = 0;
char ch = getchar(), last = ' ';
while(!isdigit(ch)) last = ch, ch = getchar();
while(isdigit(ch)) ans = (ans << 1) + (ans << 3) + ch - '0', ch = getchar();
if(last == '-') ans = -ans;
return ans;
}
inline void write(ll x)
{
if(x < 0) x = -x, putchar('-');
if(x >= 10) write(x / 10);
putchar(x % 10 + '0');
}
int n, a, b, mod, Max;
struct Mat
{
ll a[maxn][maxn];
In Mat operator * (const Mat& oth)const
{
static Mat ret; Mem(ret.a, 0);
for(int i = 0; i <= Max; ++i)
for(int j = 0; j <= Max; ++j)
{
for(int k = 0; k <= Max; ++k) ret.a[i][j] += a[i][k] * oth.a[k][j];
ret.a[i][j] %= mod;
}
return ret;
}
}f;
ll C[maxn][maxn];
In void init()
{
for(int i = 0; i <= a + b; ++i) C[i][0] = 1;
for(int i = 1; i <= a + b; ++i)
for(int j = 1; j <= i; ++j) C[i][j] = (C[i - 1][j - 1] + C[i - 1][j]) % mod;
Mem(f.a, 0); Max = ((a + b) << 1) + 1;
for(int i = 0; i <= a + b; ++i) f.a[i][i] = f.a[i][a + b + 1 + i] = 1;
for(int i = 0; i <= a + b; ++i)
for(int j = 0; j <= i; ++j) f.a[a + b + 1 + i][j] = C[i][j];
}
In Mat quickpow(Mat A, ll b)
{
Mat ret; Mem(ret.a, 0);
for(int i = 0; i <= Max; ++i) ret.a[i][i] = 1;
for(; b; b >>= 1, A = A * A)
if(b & 1) ret = ret * A;
return ret;
}
ll ans[maxn];
int main()
{
n = read(), a = read(), b = read(), mod = read();
init();
Mat A = quickpow(f, n);
for(int i = 0; i <= a; ++i)
{
for(int j = 0; j <= Max; ++j) ans[i] += A.a[i][j];
for(int j = 0; j <= Max; ++j) ans[i] += A.a[a + b + 1 + i][j];
ans[i] %= mod;
}
ll Ans = 0, tp = 1;
for(int i = 0, flg = pow(-1, a); i <= a; ++i, tp = tp * n % mod, flg *= (-1))
Ans = (Ans + C[a][i] * tp % mod * (A.a[a + b - i][0] + A.a[a + b - i + a + b + 1][0]) * flg % mod + mod) % mod;
write(Ans), enter;
return 0;
}