为什么会有人推得出来第三题想不出来签到题啊 (⊙_⊙)？
题面
有一棵有根树 \(T\)。从根节点出发，在点 \(u\) 时，设点 \(u\) 还有 \(d\) 个未访问过的儿子，则有 \(\frac1{d+1}\) 的概率向上（深度较小的方向）走一步，有 \(\frac1{d+1}\) 的概率走向一个未访问过的儿子。从根节点往上走则结束游走。
记 \(f(T)\) 为这样游走到达的点的深度之和的期望。
给定 \(N\)（\(N\le10^7\)），对 \((1,2,\dots,N)\) 的所有排列 \(P\)，建立小根的笛卡尔树 \(T_P\)，求
答案对给定的正整数 \(mod\) （\(n\lt mod\le2\times10^9\)）取模，\(mod\) 不一定是质数。
解析
先分析在 \(T\) 上的游走方法。笛卡尔树是二叉树，若当前点有未访问的儿子，则：
- 只有一个儿子时，有 \(\frac 12\) 的概率会走向该儿子；
- 有两个儿子时，有 \(\frac 13\) 的概率第一次就走向该儿子，有 \(\frac 13\times\frac 12\) 的概率第二次走向该儿子，即总共有 \(\frac 12\) 的概率会走向该儿子。
于是我们发现是否会到达一个儿子的概率恒为 \(\frac12\)，与儿子个数无关，这会使我们之后的推导方便很多。
考虑到笛卡尔树本身是一个分治结构——从最小值处划分为两个区间分别建笛卡尔树，而一个排列建立笛卡尔树仅仅与排列的元素个数有关。由此可以设计一个以排列元素大小为状态的 DP。
设 \(g_n\) 表示「对 \(n\) 个元素的所有排列 \(P_n\) 建立笛卡尔树 \(T_{P_n}\)，其 \(f(T_{P_n})\) 之和」，\(g_N\) 即我们要求的答案。但是深度之和并不好直接计算（尽管可以用期望的线性性拆成单点的贡献，但是之后的推导会绕一个大圈，不如下面的方法直观）。
有一个非常常用的性质：\(\sum dep=\sum siz\)，于是设计辅助 DP \(f_n\) 表示「对 \(n\) 个元素的所有排列 \(P_n\) 建立笛卡尔树 \(T_{P_n}\)，从根出发期望能够到达多少个点」。
转移则考虑枚举左子树的大小 \(l\)，选出左子树的元素 \(\binom{n-1}{l}\)。利用期望的线性性，左子树的贡献为 \(f_l\) 乘上右子树的方案数，一个排列显然和一棵笛卡尔树一一对应，所以贡献即为 \(f_l\times(n-l-1)\)。右子树同理，最后还要加上根的贡献，对于 \(n!\) 种笛卡尔树根的贡献都是 \(1\)。
先不管 \(g_n\)，继续推导 \(f_n\) 的式子：
这么多阶乘容易让人联想到指数生成函数的样子，不妨化一下：
显然可以把 \(\frac{f_n}{n!}\) 看成一个整体，发现转移式的主体是一个前缀和。记 \(F_n\) 为 \(\frac {f_i}{i!}\) （\(i\ge1\)）的前缀和，则式子可以简化为：
\(F_0=0\)，多次迭代过后可以得到 \(F_n\) 的通项。
有一个类似于调和级数前 \((n+1)\) 项的东西，设调和级数前 \(n\) 项为 \(H_n\)。
现在回头看一看 \(g_n\)，大致转移与 \(f_n\) 相同，但是根的贡献是 \(f_n\)，也即 \(siz_n\) 的期望值（所以先推导 \(f\)）。
同样的，我们记 \(G_n\) 为 \(\frac{g_i}{i!}\) 的前缀和，把 \((1)\) 代入。
对 \((2)\) 进行迭代也可以得到 \(G_n\) 的通项公式：
我们要算的答案是 \(g_n=n!(G_n-G_{n-1})\)，由于 \(mod\) 不一定是质数，那还得继续推式子。
这样分母就可以全部抵消了，预处理调和级数前 \(n\) 项系数的前缀和与后缀和可以 \(\mathcal O(n)\) 求解。
源代码
/* Lucky_Glass */
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>
const int N = 1e7 + 10;
typedef long long llong;
int mod;
inline int reduce(llong key) {
return int((key %= mod) < 0 ? key + mod : key);
}
int pre[N], suf[N];
int main() {
freopen("cartesian.in", "r", stdin);
freopen("cartesian.out", "w", stdout);
int n; scanf("%d%d", &n, &mod);
pre[0] = 1;
for (int i = 1; i <= n; ++i) pre[i] = reduce(1ll * pre[i - 1] * i);
suf[n + 1] = 1;
for (int i = n; i; --i) suf[i] = reduce(1ll * suf[i + 1] * i);
int ans = 0;
for (int i = 1; i <= n; ++i)
ans = reduce(ans + 1ll * pre[i - 1] * suf[i + 1]);
int ex_ans = 0;
for (int i = 2, tmp = 0; i <= n; ++i) {
tmp = reduce(pre[i - 2] + (i - 1ll) * tmp);
ex_ans = reduce(ex_ans + 1ll * tmp * suf[i + 1]);
}
ans = reduce(1ll * ans + ex_ans);
printf("%d\n", ans);
return 0;
}