[loj3315]抽卡

令$S$表示对于某一种抽卡顺序中某一段长度为$k$的段全部被抽到的时间（这里没有期望）所构成的集合，根据$min-max$容斥的公式，有$E(min(S))=sum_{Tsubseteq S}(-1)^{|T|+1}E(max(T))$（其中$E(min(S))$即为答案）

求$E(max(T))$，设$k$表示$T$中所对应的段所覆盖的卡片数量，那么$E(max(T))$显然只与$k$的大小有关，问题即在$m$张卡片中选出指定的$k$张卡片期望步数

每次抽中$k$张卡片中新卡片，都需要期望$frac{m}{k-i}$（i为以抽走的卡片）步，因此得到$E(max(T))=sum_{i=1}^{k}frac{m}{i}$

当$T$中同时有以$i$和$j$为开头的段且$i+1<jle i+k$，那么这些$T$的总贡献一定为0（$i+1$选与不选相互抵消），因此有贡献的段一定是长度为$k$或$k+1$的段且不能相邻或相交

为了更好的构造，放宽一些限制，允许$k+1$的段与后面的段相邻，显然这一部分的贡献为0，不影响答案

构造：将长度为$n$的一段中选出若干段不相交的长度为$k+1$的段，然后将其中任意段的结尾删除，容易证明这样必然能构造出所有解且不会重复

设生成函数为$g_n(x)$，即$x^{i}$的系数为覆盖了$i$个位置的$(-1)^{|T|}$之和，则有$g_{n}(x)=sum_{i=0}^{lfloorfrac{n}{k+1} floor}c(n-ik,i)cdot (x^{k+1}-x^{k})^{i}$

解释一下这个式子：$i$枚举段数，组合数即在选中的位置前再补上$k$个数，$(x^{k+1}-x^{k})^{i}$中$x^{k+1}$有两段即贡献为1，而$x^{k}$为一段即贡献为-1

但$[n-k+1,n]$无法通过这种构造选择，不妨强制选择最后$k$个，所对应的生成函数为$-x^{k}g_{n-k}(x)$（$g_{n}(x)$仅表示这种构造下的和，因此恰好不能再选择$[n-2k+1,n-k]$）

设原序列中每一个连续段长度为$l_{i}$，那么问题相当于要求$-sum_{i=k}^{m}prod_{j=1}^{t}(g_{l_{j}}(x)-x^{k}g_{l_{j}-k}(x))[i])cdot sum_{j=1}^{i}frac{m}{i}$

问题即如何求出$g_{n}(x)$，直接$o(frac{m^{2}}{k^{2}})$暴力求就可以了，这些多项式相乘可以用分治ntt或不断选择最小的两个合并（哈夫曼树）来卡常就可以过了

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define N 200005
#define mod 998244353
struct poly{
    int n;
    vector<int>a;
}o,t[N];
priority_queue<pair<int,int> >q;
int n,m,k,ans,a[N],fac[N],inv[N],f[N],rev[N<<1];
int c(int n,int m){
    return 1LL*fac[n]*inv[m]%mod*inv[n-m]%mod;
}
int ksm(int n,int m){
    if (!m)return 1;
    int s=ksm(n,m>>1);
    s=1LL*s*s%mod;
    if (m&1)s=1LL*s*n%mod;
    return s;
}
poly add(poly x,poly y){
    if (x.n<y.n)swap(x,y);
    for(int i=0;i<=y.n;i++)x.a[i]=(x.a[i]+y.a[i])%mod;
    return x;
}
poly left(poly x,int k){
    poly y;
    y.n=x.n+k;
    for(int i=0;i<k;i++)y.a.push_back(0);
    for(int i=0;i<=x.n;i++)y.a.push_back(x.a[i]);
    return y;
}
poly mul(poly x,int k){
    poly y;
    y.n=x.n;
    for(int i=0;i<=y.n;i++)y.a.push_back(1LL*x.a[i]*k%mod);
    return y;
}
poly ntt(poly x,int m,int p){
    for(int i=0;i<m;i++)
        if (i<rev[i])swap(x.a[i],x.a[rev[i]]);
    for(int i=2;i<=m;i*=2){
        int t=(i>>1),s=ksm(3,(mod-1)/i);
        if (p)s=ksm(s,mod-2);
        for(int j=0;j<m;j+=i)
            for(int k=0,w=1;k<t;k++,w=1LL*w*s%mod){
                int y=1LL*w*x.a[j+k+t]%mod;
                x.a[j+k+t]=(x.a[j+k]+mod-y)%mod;
                x.a[j+k]=(x.a[j+k]+y)%mod;
            }
    }
    if (p)
        for(int i=0;i<m;i++)x.a[i]=1LL*x.a[i]*ksm(m,mod-2)%mod;
    return x;
}
poly mul(poly x,poly y){
    int m=1;
    while (m<=x.n+y.n)m*=2;
    for(int i=0;i<m;i++)rev[i]=((rev[i>>1]>>1)|((i&1)*m/2));
    for(int i=x.n+1;i<m;i++)x.a.push_back(0);
    x=ntt(x,m,0);
    for(int i=y.n+1;i<m;i++)y.a.push_back(0);
    y=ntt(y,m,0);
    for(int i=0;i<m;i++)x.a[i]=1LL*x.a[i]*y.a[i]%mod;
    x.n+=y.n;
    return ntt(x,m,1);
}
poly mi(int k){
    poly ans;
    ans.n=k;
    for(int i=0;i<=k;i++)ans.a.push_back(c(k,i));
    for(int i=k-1;i>=0;i-=2)ans.a[i]=mod-ans.a[i];
    return ans;
}
poly calc(int n){
    poly ans;
    ans.n=0;
    ans.a.push_back(0);
    for(int i=0;i<=n/(k+1);i++)ans=add(ans,left(mul(mi(i),c(n-i*k,i)),i*k));
    return ans;
}
int main(){
    scanf("%d%d",&n,&k);
    fac[0]=inv[0]=inv[1]=1;
    for(int i=1;i<=n;i++)fac[i]=1LL*fac[i-1]*i%mod;
    for(int i=2;i<=n;i++)inv[i]=1LL*(mod-mod/i)*inv[mod%i]%mod;
    for(int i=1;i<=n;i++)f[i]=(f[i-1]+1LL*n*inv[i])%mod;
    for(int i=1;i<=n;i++)inv[i]=1LL*inv[i-1]*inv[i]%mod;
    for(int i=1;i<=n;i++)scanf("%d",&a[i]);
    sort(a+1,a+n+1);
    for(int i=1,j=1;i<=n;i=j){
        for(;(j<=n)&&(a[j]+1==a[j+1]);j++);
        j++;
        if (j-i>=k){
            t[++m]=add(calc(j-i),mul(left(calc(j-i-k),k),mod-1));
            q.push(make_pair(-t[m].n,m));
        }
    }
    for(int i=1;i<m;i++){
        int x=q.top().second;
        q.pop();
        int y=q.top().second;
        q.pop();
        t[x]=mul(t[x],t[y]);
        q.push(make_pair(-t[x].n,x));
    }
    int x=q.top().second;
    for(int i=k;i<=t[x].n;i++)ans=(ans+1LL*t[x].a[i]*f[i])%mod;
    printf("%d",mod-ans);
}