模拟30，树

期望可加性：对于难以整体求解的拆分。

期望的代价、次数可以抽象为实际平均。

代价有可加性，因为E(a->c)=E(a->b)+E(b->c);

高斯消元是消除环的影响和期望经过次数的相互联系。

但是复杂度过高。n^3

所以在有可加性时要先想拆分，移项化柿子。

移项化柿子一般出现在具有拓扑结构。

定义两个柿子：fx表示自己走到父节点期望步数，gx表示父节点走到自己期望步数。

通过与父节点，子节点的关系即可写出转移。注意期望的转移狮子里很可能有自己的贡献。

f[x]=1/dux+sigma(1+fson+fx)/du;

g[x]=1/dufa+(1+gfa+gx)/dufa+sigma(1+fother+gx)/dufa;

再化简，发现是整数。所以不用逆元。

维护前缀和，可以求出lca后o(1)算。（倍增非常没必要）

#include<bits/stdc++.h>
#define F(i,a,b) for(rg int i=a;i<=b;++i)
#define rg register 
#define LL long long
#define il inline
#define pf(a) printf("%lld ",a)
#define phn puts("")
using namespace std;
#define int LL
int read();
/*
状态设计：成环使首尾相连
为何连成环？
单纯链式地跑，状态是无限的。
但是因为状态是首位相接的，所以可以连成环，在环上可以无限地跑
最终状态是f(0,m),而不是f(0,0).(0,m)没开始,(0,0)已开始。
处理环：1、高斯消元。但是是取模意义下的，而且复杂度太大会T
    2、系数递推。相当于手动高斯了。因为to(i,j)一定比当前多，可以先处理出来，就成了常量。
    而环的问题可以写出a*f0+b=fm,fm=f0+1;手动解。
    可行性在于每个状态转移来的未知量只有一个。
to(i，j)函数：s+(1<<x),而不是((s>>x)+1)<<x，这会消去后面的x位1;
写时仔细想想。写完把函数逐一测一测。
*/
int n,m;
int p[30],q[30];
int f[420010][70];
const int mod=2000000011,inv3=1333333341;
il int qpow(int x,int k){int s=1;for(;k;k>>=1,x=x*x%mod)if(k&1)s=s*x%mod;return s;}
il int cal(int s,int i){
    return ((s>>((i-1)<<1))&3)*1333333341%mod;
}
il int to(int s,int i){
    return s+(1<<((i-1)<<1));
}
int a[70],b[70];
il int MO(int x){return x<mod?x:x-mod;}
signed main(){
//    freopen("ex_card2.in","r",stdin);
    n=read();m=read();
    p[0]=q[0]=100*n;int bas=qpow(100*n,mod-2);
    F(i,1,n)p[0]-=(p[i]=read()),p[i]=p[i]*bas%mod;
    F(i,1,n)q[0]-=(q[i]=read()),q[i]=q[i]*bas%mod;
    p[0]=p[0]*bas%mod;q[0]=q[0]*bas%mod;
    int mx=(1<<n*2)-1;
    for(rg int s=mx-1;~s;--s){
        F(k,0,m)a[k]=p[0],b[k]=0;
        a[m-1]=q[0];a[m]=0; 
        F(i,1,n){
            a[m-1]=MO(a[m-1]+q[i]*cal(s,i)%mod);
            if(1-cal(s,i))
            b[m-1]=MO(b[m-1]+q[i]*(1-cal(s,i)+mod)%mod*f[to(s,i)][m]%mod);
        }
        for(rg int k=m-2;k>=0;--k){
            F(i,1,n){
                a[k]=MO(a[k]+p[i]*cal(s,i)%mod);
                if(1-cal(s,i))
                b[k]=MO(b[k]+p[i]*(1-cal(s,i)+mod)%mod*f[to(s,i)][k+1]%mod);
            }
            b[k]=MO(a[k]*b[k+1]%mod+b[k]);
            a[k]=a[k]*a[k+1]%mod;
        }
        f[s][m]=(b[0]+1)*qpow((1ll-a[0]+mod)%mod,mod-2)%mod;
        for(rg int k=m-1;k>=0;--k){
            f[s][k]=MO(a[k]*f[s][m]%mod+b[k]);
        }
    }
//    pf(f[6]);
    printf("%lld
",f[0][m]);
}
il int read(){
    int s=0;char ch;
    while(ch=getchar(),!isdigit(ch));
    for(;isdigit(ch);s=s*10+(ch^48),ch=getchar());
    return s;
}
/*
g++ 1.cpp -g
time ./a.out
1 1
27 74

2 1
84 84
54 54

1 1
27 74
*/
/*
int pc=q[0],s=1;
        F(j,1,n){
            pc=(pc+q[j]*cal(i,j)%mod)%mod;
            s=(s+(1ll-cal(i,j)+mod)*q[j]%mod*f[to(i,j)]%mod)%mod;        
        }
        f[i]=s*qpow((1ll-pc+mod)%mod,mod-2)%mod;
    //    pf(i);pf(f[i]);phn;
*/