传送门
Solution
叶子节点的变化区间是连续的，可得知非叶子节点的权值变化区间也是连续的
由此可知，(W)的变化值的可行域也是连续的，所以只需要看它能否变为(W+1)或(W-1)
对于答案，可以先求消耗能量不超过(k)的集合数(ans_k)，再进行查分
发现(ans_1=2^{m-1},ans_n=2^{m}-1)
首先发现，如果要将(W)的值(+1)，那么只会去动那些(leq W)的的节点，让它们的权值变大
类似的，我们发现处理的两类节点无交，所以可以分别求出可以使得(W)加一或者减一的概率
因为通过减少较大权值的点的权值的办法都可以被上面的方法取代
当且仅当包含了(W)点，只需要耗费(1)的能量
接下来考虑不包含(W)点的情况，假如我们要求(ans_k)
把(<W)的节点称作小节点，(>W)的节点称作大结点
设(f_i)表示只改动小节点的值但是(i)点权值仍然(leq W)的概率
奇数点：
[f_u=prod f_v ]偶数点：
[f_u=1-prod(1-f_v) ]设(g_i)表示可以通过改变大结点来使得(i)点权值(<W)的概率，转移与(f_i)相似
所以，得到
[ans_k=2^{m-1}(1-f_1(1-g_1))+2^{m-1} ]其中(f_1(1-g_1))表示的是根节点权值保持不变的概率
(k)每递增(1)最多改变两个叶子点的(dp)值
动态(dp)实现
对于奇偶深度的叶子问题
可以使得偶层节点(f_i’=1-f_i,g_i'=1-g_i)
这样，我们都可以通过这样来转移了
[f_u=prod (1-f_v)\g_u=prod(1-g_v) ]也是毒瘤题。。。
有可能会除以(0)，所以记录一下乘了(0)的个数，和不含(0)的其它项的积
突然发现自己忘记ddp的做法，不妨重温一下
首先我们设了函数(f)和(g)，(和上述函数无关）
分别表示算了重儿子和没算重儿子的答案
在本题中，它们的转移如下
如果是叶子节点，或者某个重链的链底
则有(g_i=f_i)
然后有（序号表示的是距离链头的距离(+1)）
[f_1=(1-f_2)g_1 \f_2=(1-f3)g_2 \...\f_n=g_n\ f_1=g_1-g_1g_2+g_1g_3g_4-...+(-1)^{n+1}(g_1g_2...g_n) ]由此可以发现，在维护那个线段树区间乘法的同时，还需要维护一个如上的(Sum)值
总结：
之前做ddp的时候，是使用线段树维护一个链的转移矩阵的积，并不能直接求出链顶的答案
而在此题，我们直接将修改链底的答案，并更新进线段树，通过计算直接得到链顶的答案，线段树可以直接取代(f)数组
另外不需要建立庞大的所有点的线段树
可以分别对每条链建一棵，这样就只需要一个(Modify)，而不用(Query)
最后，这真是一道毒瘤题
Code
#include<bits/stdc++.h>
#define ll long long
using namespace std;
#define reg register
inline int read()
{
int x=0,f=1;char ch=getchar();
while(ch<'0'||ch>'9'){if(ch=='-')f=-1;ch=getchar();}
while(ch>='0'&&ch<='9'){x=(x<<3)+(x<<1)+ch-'0';ch=getchar();}
return x*f;
}
const int P=998244353,MN=2e5+5;
int Mul(int x,int y){return (1ll*x*y)%P;}
int Add(int x,int y){return (x+y)%P;}
int fpow(int x,int m){int r=1;for(;m;m>>=1,x=Mul(x,x))if(m&1)r=Mul(r,x);return r;}
struct node
{
int a,cnt;
node(){a=1,cnt=0;}
node(int a,int cnt):a(a),cnt(cnt){}
void mul(node o){a=Mul(a,o.a),cnt+=o.cnt;}
void div(node o){a=Mul(a,fpow(o.a,P-2)),cnt-=o.cnt;}
int val(){return cnt?0:a;}
}f[MN],g[MN];
node _(int x){x%=P;return x?node(x,0):node(1,1);}
struct edge{int to,nex;}e[MN<<1];
bool lf[MN];
int hr[MN],en,mx[MN],siz[MN],top[MN],bot[MN],fa[MN],dfn[MN],fdfn[MN],dep[MN],dind=0,leaf=1;
int n,W,ans[MN],F[MN],G[MN];
inline void ins(int x,int y)
{
e[++en]=(edge){y,hr[x]};hr[x]=en;
e[++en]=(edge){x,hr[y]};hr[y]=en;
}
void rw(int &x,int y,int z){z?x=max(x,y):x=min(x,y);}
int dfs1(int x,int f,int d)
{
register int i;fa[x]=f;siz[x]=1;dep[x]=d;
int res=d&1?0:0x3f3f3f3f;
for(i=hr[x];i;i=e[i].nex)if(e[i].to^f)
{
rw(res,dfs1(e[i].to,x,d+1),d&1);
siz[x]+=siz[e[i].to],siz[e[i].to]>siz[mx[x]]?mx[x]=e[i].to:0;
}
if(siz[x]==1){lf[x]=1;leaf=(leaf<<1)%P;return x;}
return res;
}
int rt[MN],ls[MN<<2],rs[MN<<2],sum_f[MN<<2],sum_g[MN<<2],prd_f[MN<<2],prd_g[MN<<2],tt;
void Build(int &x,int l,int r);
void dfs2(int x,int tp)
{
fdfn[dfn[x]=++dind]=x;top[x]=tp;
register int i;if(mx[x])dfs2(mx[x],tp);
for(i=hr[x];i;i=e[i].nex)if((e[i].to^fa[x])&&(e[i].to^mx[x]))dfs2(e[i].to,e[i].to);
if(mx[x])
{
F[x]=G[x]=1;
for(i=hr[x];i;i=e[i].nex)if(e[i].to^fa[x])
{
F[x]=Mul(F[x],(1+P-F[e[i].to]));
G[x]=Mul(G[x],(1+P-G[e[i].to]));
if(e[i].to^mx[x])
f[x].mul(_(1+P-F[e[i].to])),g[x].mul(_(1+P-G[e[i].to]));
}
}
else
{
F[x]=(x>W)^(dep[x]&1),G[x]=(x>=W)^(dep[x]&1);
bot[top[x]]=x;
f[x]=_((x>W)^(dep[x]&1));g[x]=_((x>=W)^(dep[x]&1));
}
if(x==tp) Build(rt[x],dfn[x],dfn[bot[x]]);
}
void up(int x,int l)
{
sum_f[x]=Add(sum_f[ls[x]],Mul((l&1?P-prd_f[ls[x]]:prd_f[ls[x]]),sum_f[rs[x]]));
prd_f[x]=Mul(prd_f[ls[x]],prd_f[rs[x]]);
sum_g[x]=Add(sum_g[ls[x]],Mul((l&1?P-prd_g[ls[x]]:prd_g[ls[x]]),sum_g[rs[x]]));
prd_g[x]=Mul(prd_g[ls[x]],prd_g[rs[x]]);
}
void update(int x,int a){sum_f[x]=prd_f[x]=f[a].val();sum_g[x]=prd_g[x]=g[a].val();}
void Build(int &x,int l,int r)
{
x=++tt;
if(l==r)return(void)(update(x,fdfn[l]));
int mid=(l+r)>>1;
Build(ls[x],l,mid);Build(rs[x],mid+1,r);
up(x,mid-l+1);
}
void Modify(int x,int l,int r,int a)
{
if(l==r)return(void)(update(x,fdfn[l]));
int mid=(l+r)>>1;
a<=mid?Modify(ls[x],l,mid,a):Modify(rs[x],mid+1,r,a);
up(x,mid-l+1);
}
#define o top[x]
void solve_f(int x)
{
if(fa[o]) f[fa[o]].div(_(P+1-sum_f[rt[o]]));
Modify(rt[o],dfn[o],dfn[bot[o]],dfn[x]);
if(fa[o]) f[fa[o]].mul(_(P+1-sum_f[rt[o]])),solve_f(fa[o]);
}
void solve_g(int x)
{
if(fa[o]) g[fa[o]].div(_(P+1-sum_g[rt[o]]));
Modify(rt[o],dfn[o],dfn[bot[o]],dfn[x]);
if(fa[o]) g[fa[o]].mul(_(P+1-sum_g[rt[o]])),solve_g(fa[o]);
}
int main()
{
int L,R;
n=read();L=read();R=read();
register int i,j;
for(i=1;i<n;++i) j=read(),ins(j,read());
W=dfs1(1,0,1);dfs2(1,1);
ans[1]=leaf=Mul(leaf,(P+1)>>1);
for(i=2;i<n;++i)
{
if(W+1-i>=1&&lf[W+1-i]) f[W+1-i]=_(P+1>>1),solve_f(W+1-i);
if(W+i-1<=n&&lf[W+i-1]) g[W+i-1]=_(P+1>>1),solve_g(W+i-1);
ans[i]=Mul(Add(Mul(P-sum_f[rt[1]],P+1-sum_g[rt[1]]),2),leaf);
}
ans[n]=Add(Mul(leaf,2),P-1);
for(i=L;i<=R;++i)
printf("%d ",Add(ans[i],P-ans[i-1]));
return 0;
}
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