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组合计数训练题解

news 文章来源：https://blog.csdn.net/djx2021/article/details/132715097 2025/5/11 10:06:45

CF40E

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题目解法

首先，如果 $n, m$ 一奇一偶，那么答案为 $0$
原因是从行和列的角度分析， $- 1$ 个数的奇偶性不同

可以发现 $k<\max\{n,m\}$ 的性质很微妙，把它转化为有用的信息，即为：
令 $n > m$ ，则必有一行为空
可以发现，除了空行，其他所有行只需在满足行乘积为 $- 1$ 的情况下随便填，然后令空行满足列的限制即可
我们需要考虑空行在满足列的限制的情况下是否仍然满足行的限制，这个对 $- 1$ 的个数讨论一下不难证得

于是可以简单地计算，时间复杂度 $O(n^2)$

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=1100;
int n,m,k,dp[N][N],pw[N];
int cov1[N],cov2[N];
int od1[N],od2[N];
inline int read(){int FF=0,RR=1;char ch=getchar();for(;!isdigit(ch);ch=getchar()) if(ch=='-') RR=-1;for(;isdigit(ch);ch=getchar()) FF=(FF<<1)+(FF<<3)+ch-48;return FF*RR;
}
int main(){n=read(),m=read(),k=read();if((n+m)&1){ puts("0");exit(0);}for(int i=1;i<=k;i++){int x=read(),y=read(),z=read();cov1[x]++,cov2[y]++;if(z==-1) od1[x]^=1,od2[y]^=1;}int P=read();for(int i=1;i<=n;i++) if(cov1[i]==m&&!od1[i]){ puts("0");exit(0);}for(int i=1;i<=m;i++) if(cov2[i]==n&&!od2[i]){ puts("0");exit(0);}pw[0]=1;for(int i=1;i<=max(n,m);i++) pw[i]=pw[i-1]*2%P;if(n>m){for(int i=1;i<=n;i++)if(!cov1[i]){int ans=1;for(int j=1;j<=n;j++){if(i==j) continue;if(m-cov1[j]>0) ans=1ll*ans*pw[m-cov1[j]-1]%P;}printf("%d",ans);exit(0);}}elsefor(int i=1;i<=m;i++)if(!cov2[i]){int ans=1;for(int j=1;j<=m;j++){if(i==j) continue;if(n-cov2[j]>0) ans=1ll*ans*pw[n-cov2[j]-1]%P;}printf("%d",ans);exit(0);}return 0;
}

CF140E

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题目解法

先特殊提醒一下，每一层的球不是构成一个环，而是一个序列
可以发现这一层只关心选了几个颜色，而不关心选了那些颜色
所以显然有 $dp_{i,j}$ 为到第 $i$ 层，第 $i$ 层有 $j$ 个颜色的方案数
考虑转移
容斥一下，用总的方案数 - 不合法的方案数
所以 $dp_{i,j}=m^{\underline{j}}*f_{l[i],j}\sum{dp_{i-1,k}}-j!*dp_{i-1,j}$
其中 $f_{i,j}$ 为长度为 $i$ 序列，相邻不同，颜色总数为 $j$ ，且每一种颜色都染过的方案数
$f_{i,j}$ 好求，不细讲了，直接给转移式子： $f_{i,j}=f_{i-1,j-1}+f_{i-1,j}*(j-1)$
因为没有规定染 $m$ 个颜色中的哪 $j$ 个，所以要乘 $m^{\underline{j}}$
减去的数中因为之前已经规定好了选哪 $j$ 个，所以只需要给 $j$ 个数排个次序即可（不难发现， $f$ 式子中并没有规定 $j$ 个颜色的顺序）
时间复杂度 $O(n^2)$

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int MX=5100,N=1000100;
int n,m,P,l[N];
int fac[MX],perm[N];
int dp[2][MX],f[MX][MX];
inline int read(){int FF=0,RR=1;char ch=getchar();for(;!isdigit(ch);ch=getchar()) if(ch=='-') RR=-1;for(;isdigit(ch);ch=getchar()) FF=(FF<<1)+(FF<<3)+ch-48;return FF*RR;
}
int main(){n=read(),m=read(),P=read();for(int i=1;i<=n;i++) l[i]=read();fac[0]=1;for(int i=1;i<MX;i++) fac[i]=1ll*fac[i-1]*i%P;perm[0]=1;for(int i=1;i<=m;i++) perm[i]=1ll*perm[i-1]*(m-i+1)%P;f[0][0]=1;for(int i=1;i<MX;i++) for(int j=1;j<=i;j++) f[i][j]=(f[i-1][j-1]+1ll*f[i-1][j]*(j-1))%P;int sum=0;for(int i=1;i<=l[1];i++) dp[1][i]=1ll*perm[i]*f[l[1]][i]%P,sum=(sum+dp[1][i])%P;for(int i=2;i<=n;i++){for(int j=1;j<=l[i];j++) dp[i&1][j]=0;for(int j=1;j<=l[i];j++){dp[i&1][j]=1ll*perm[j]%P*sum%P*f[l[i]][j]%P;if(j<=l[i-1]) dp[i&1][j]=(dp[i&1][j]-1ll*dp[~i&1][j]*fac[j]%P*f[l[i]][j]%P+P)%P;}sum=0;for(int j=1;j<=l[i];j++) sum=(sum+dp[i&1][j])%P;}printf("%d",sum);return 0;
}

CF482D

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题目解法

显然树形 $d p$
考虑染的颜色只跟染的顺序的奇偶性有关
所以令 $dp_{i,0/1}$ 表示在 $i$ 的子树中，选了偶数还是奇数个点
考虑编号升序是好转移的，编号降序的方案和编号升序的方案一样
现在只需要计算编号升序和降序重复的方案数
不难发现，重复的条件为 $\forall pre_{i-1}\equiv suf_{i+1}$
可以发现这个等价于

每个子树中选的点都为偶数
每个子树中选的点都为奇数，且只有奇数个子树选到

这个可以在开一个 $d p$ 数组 $f_{i,0/1,0/1}$ 表示在 $i$ 的子树中选出了奇数或偶数个点，所有选的子树中点数均为奇数或偶数，不难转移

时间复杂度 $O(n^2)$

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=100100,P=1e9+7;
int n,dp[N][2],f[N][2][2];
vector<int> vec[N];
inline int read(){int FF=0,RR=1;char ch=getchar();for(;!isdigit(ch);ch=getchar()) if(ch=='-') RR=-1;for(;isdigit(ch);ch=getchar()) FF=(FF<<1)+(FF<<3)+ch-48;return FF*RR;
}
void dfs(int u){dp[u][1]=1,f[u][0][0]=f[u][0][1]=1;for(int v:vec[u]){dfs(v);int t0=dp[u][0],t1=dp[u][1];dp[u][0]=(1ll*t0*dp[v][0]+1ll*t1*dp[v][1])%P;dp[u][1]=(1ll*t0*dp[v][1]+1ll*t1*dp[v][0])%P;t0=f[u][1][1],t1=f[u][0][1];f[u][0][0]=(f[u][0][0]+1ll*f[u][0][0]*(dp[v][0]-1))%P;//子树中选了偶数个点，所有选的子树中都选了偶数个点f[u][0][1]=(f[u][0][1]+1ll*t0*dp[v][1])%P;//子树中选了偶数个点，所有选的子树中都选了奇数个点f[u][1][1]=(f[u][1][1]+1ll*t1*dp[v][1])%P;//子树中选了奇数个点，所有选的子树中都选了奇数个点}dp[u][0]=(dp[u][0]*2+1)%P,dp[u][1]=dp[u][1]*2%P;dp[u][0]=(dp[u][0]-f[u][1][1]+P)%P,dp[u][1]=(dp[u][1]-f[u][0][0]+P)%P;
}
int main(){n=read();for(int i=2;i<=n;i++) vec[read()].push_back(i);dfs(1);printf("%d",(dp[1][0]+dp[1][1]-1)%P);return 0;
}

CF325E

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题目解法

先考虑 $n$ 为偶数的情况
先看一个比较妙的性质：对于 $i$ 和 $i+\frac{n}{2}$ ，它们能到达的两个点是一样的，因为 $2i\equiv2i+n$ 且 $2i+1\equiv 2i+n+1$
所以考虑暂时钦定 $i$ 连向 $2 i$ ， $i+\frac{n}{2}$ 连向 $2 i + 1$
考虑这样整张图会形成若干个简单环，现在需要考虑合并简单环
若 $x$ 和 $x+\frac{n}{2}$ 不在一个简单环内，那么考虑把 $x$ 连到 $2 x + 1$ ， $x+\frac{n}{2}$ 连到 $2 x$ ，这样可以把 $2$ 个环合并成一个环，这个可以用并查集维护

考虑 $n$ 为奇数的情况，直觉告诉我们一定是无解的
考虑来证明它：可以发现到终点 $0$ 的点只能是 $\frac{n-1}{2}$ ，而到达 $n - 1$ 的点也只能是 $\frac{n-1}{2}$ ，这就矛盾了
时间复杂度 $O (n)$

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=100100;
int n,fa[N],rt,nxt[N];
bool vis[N];
inline int read(){int FF=0,RR=1;char ch=getchar();for(;!isdigit(ch);ch=getchar()) if(ch=='-') RR=-1;for(;isdigit(ch);ch=getchar()) FF=(FF<<1)+(FF<<3)+ch-48;return FF*RR;
}
void dfs(int u){vis[u]=1,fa[u]=rt;if(!vis[nxt[u]]) dfs(nxt[u]);
}
int get_father(int x){ return x==fa[x]?x:fa[x]=get_father(fa[x]);}
int main(){n=read();if(n&1){ puts("-1");exit(0);}for(int i=0;i<n/2;i++) nxt[i]=i<<1,nxt[i+n/2]=i<<1^1;for(int i=0;i<n;i++) fa[i]=i;for(int i=0;i<n;i++) if(!vis[i]) rt=i,dfs(i);for(int i=0;i<n/2;i++){int x=get_father(i),y=get_father(i+n/2);if(x!=y) fa[x]=y,nxt[i]=i<<1^1,nxt[i+n/2]=i<<1;}int pos=0;while(nxt[pos]) printf("%d ",pos),pos=nxt[pos];printf("%d 0",pos);return 0;
}

CF896D

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题目解法

先考虑 $n$ 个人不包含 $v i p$ 的情况
考虑转化，把 $50$ 元看成 $1$ ， $100$ 元看成 $- 1$
题目就是问有多少种方案，所有的前缀和都 $\ge 0$
这让我们想到了卡特兰数，于是可以考虑用推卡特兰数的方法来推到 $(x, n - x)$ 处的方案数，条件是 $n-x+l\le x\le n-x+r$
推断方法不细讲，大概就是对 $y = x + 1$ 作对称，最后推出来的式子应该是 $\binom{n}{x}-\binom{n}{x+1}$

然后考虑有 $v i p$ 的情况，即枚举个数，最终的答案即为 $\sum\limits_{i=0}^{n}\sum\limits_{i-x+l\le x\le i-x+r}\binom{i}{x}-\binom{i}{x+1}$
可以发现对于同一个 $i$ ，中间的组合数都可以消掉，所以只要算最左边和最右边的组合数即可

考虑 $P$ 不是质数，我们可以把 $p$ 质因数分解，然后把每个计算的数拆分成 $x*\prod p_k^{\alpha_k}$ ，其中 $(x, P) = 1$ ，这个对每个 $p$ 的质因子开个桶即可，考虑 $P$ 的质因子不会超过 9 个，所以可以很快维护

时间复杂度 $O (n l o g n)$

#include <bits/stdc++.h>
#define int long long
using namespace std;
const int N=100100;
int n,P,l,r;
int phi,pr[N],cnt;
int fac[N],invX[N],coef[N][35];
inline int read(){int FF=0,RR=1;char ch=getchar();for(;!isdigit(ch);ch=getchar()) if(ch=='-') RR=-1;for(;isdigit(ch);ch=getchar()) FF=(FF<<1)+(FF<<3)+ch-48;return FF*RR;
}
int qmi(int a,int b){int res=1;for(;b;b>>=1){if(b&1) res=1ll*res*a%P;a=1ll*a*a%P;}return res;
}
void calc(){fac[0]=invX[0]=1,fac[1]=invX[1]=1;for(int i=2;i<=n;i++){int t=i;for(int j=1;j<=cnt;j++){coef[i][j]=coef[i-1][j];while(t%pr[j]==0) t/=pr[j],coef[i][j]++;}fac[i]=1ll*fac[i-1]*t%P;invX[i]=qmi(fac[i],phi-1);}
}
int binom(int x,int y){if(x<y) return 0;int res=fac[x]*invX[y]%P*invX[x-y]%P;for(int i=1;i<=cnt;i++) res=res*qmi(pr[i],coef[x][i]-coef[y][i]-coef[x-y][i])%P;return res;
}
signed main(){n=read(),P=read(),l=read(),r=read();phi=P;int t=P;for(int i=2;i*i<=t;i++)if(t%i==0){while(t%i==0) t/=i;pr[++cnt]=i,phi=phi/i*(i-1);}if(t>1) pr[++cnt]=t,phi=phi/t*(t-1);calc();int ans=0;for(int i=0;i<=n;i++){int lb=(l+i+1)/2;int rb=min((r+i)/2,i);if(lb<=rb) ans=(ans+(binom(i,lb)-binom(i,rb+1)+P)*binom(n,i)%P)%P;}printf("%lld",ans);return 0;
}

CF750G

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题目解法

考虑对答案的路径分 3 种情况

一个点，方案数为 1
从祖先到子孙的路径
令祖先的编号为 $u$ ，延续到下面的深度为 $h$
则编号和为 $(2^{h+1}-1)*u+\sum_{i=0}^{h-1} (2^i-1)*c_i$ ，其中 $c_i$ 为这条边是否往右走
考虑 $\sum_{i=0}^{h-1} 2^i*c_i<2^h$ ，那么枚举 $h$ ，我们可以直接计算出对应的 $u$
然后判断是否合法即可
从 $u$ 到 $l c a$ 到 $v$ 的路径（ $u\neq lca\neq v$ ）
令祖先的编号为 $u$ ，延续到下面的深度分别为 $h 1, h 2$
则编号和为 $(2^{h1+1}+2^{h2+1}-2)*u+\sum_{i=0}^{h1-1}(2^i-1)c_i+\sum_{i=0}^{h2-1}(2^i-1)c'_i$
同理对于相同的 $h 1, h 2$ ，我们可以唯一确定出一个 $u$
那么考虑计算下面有多少种路径
考虑 $2^i-1$ 的 $- 1$ 不好计算，所以考虑枚举 $c_i,c'_i$ 为 $1$ 的数的个数
然后考虑 $d p$ ，令 $dp_{i,j,0/1}$ 表示从低到高到了第 $i$ 位，已经选了 $j$ 个数，是否进位的方案数
这样可以轻松转移，要注意 $h 1 - 1$ 和 $h 2 - 1$ 位要强制选和不选（因为必须往左和往右）

时间复杂度 $O(H^5)$ ， $H$ 为树高

#include <bits/stdc++.h>
#define int long long
using namespace std;
int s,bs[60],dp[60][120][2];
inline int read(){int FF=0,RR=1;char ch=getchar();for(;!isdigit(ch);ch=getchar()) if(ch=='-') RR=-1;for(;isdigit(ch);ch=getchar()) FF=(FF<<1)+(FF<<3)+ch-48;return FF*RR;
}
int check(int left,int h){for(int i=h;i>=0;i--) if(left>=bs[i]-1) left-=bs[i]-1;return !left;
}
int calc(int h1,int h2,int left){int res=0;for(int i=1;i<=h1+h2;i++){int curleft=left+i;bool flg=1;for(int j=max(h1,h2)+2;j<=50;j++) if(curleft>>j&1){ flg=0;break;}if(!flg||(curleft&1)) continue;memset(dp,0,sizeof(dp));dp[0][0][0]=1;for(int j=1;j<=max(h1,h2)+1;j++)for(int k=0;k<=i;k++)for(int z=0;z<=1;z++){if(!dp[j-1][k][z]) continue;for(int x=0;x<=(j<h1);x++)for(int y=(j==h2);y<=(j<=h2);y++){int curbit=(x+y+z)%2,ne=(x+y+z)/2;if(curbit!=(curleft>>j&1ll)) continue;dp[j][k+x+y][ne]+=dp[j-1][k][z];}}res+=dp[max(h1,h2)+1][i][0];}return res;
}
signed main(){s=read();bs[0]=1;for(int i=1;i<=51;i++) bs[i]=bs[i-1]*2;int ans=1;//选n//端点u,v为祖孙关系//枚举相差层数for(int h=1;h<=50;h++){int u=s/(bs[h+1]-1);//头if(!u) continue;if(check(s-u*(bs[h+1]-1),h)) ans++;}//端点u,v不是祖孙关系for(int h1=1;h1<=50;h1++)for(int h2=1;h2<=50;h2++){int u=s/(bs[h1+1]+bs[h2+1]-3);if(!u) continue;ans+=calc(h1,h2,s-u*(bs[h1+1]+bs[h2+1]-3));}printf("%lld",ans);return 0;
}
/*
dp[i][j][0/1]:到第i位，选了j个数，是否有进位的方案数
*/

CF981H

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题目解法

感觉挺好的一道题，~~除了多项式~~
显然 $k$ 条路径共同经过的部分一定是一段路径
然后考虑分类讨论路径端点 $u, v$ 的关系

$u, v$ 不是祖先关系
答案即为 $s_u\times s_v$
其中 $s_u$ 表示在 $u$ 的子树中选出 $k$ 个点，并组成排列的方案数
考虑枚举 $u$ 节点的选择个数，因为只有它是可以经过不限制次的， $u$ 的儿子的子树中只能选出 $1$ 个点
所以考虑除了 $u$ 选 $i$ 个点且不考虑顺序的方案数即为 $[x^i]\prod (1+siz_vx)$
因为是要求出这个多项式卷积的每一项的，所以考虑用分治 $n tt$ 求出
然后 $s_u$ 即为 $\sum\limits_{i=0}^{k}\binom{k}{i}\times i!\times [x^i]\prod (1+siz_vx)$
然后所有情况的答案即为 $(\sum s_u)^2$
还需要减去 $u$ 和 $u$ 自己的代价和 $u$ 和 $u$ 的子树内的点的代价
这用一个子树和不难求出
$u, v$ 是祖先关系
这种情况稍微难办一些
不考虑 $u$ 选出 $i$ 个点的方案数为 $[x^i]\sum\limits_{v\in son(u)}{(1+(n-siz_u)x)\times \prod\limits_{w\neq v} (1+siz_wx)}$
这个也可以用分治 $n tt$ 求出
计算答案的式子和第一类情况一样

记得特判一条路径的情况
因为度数之和为 $n$ ，所以时间复杂度是分治 $n tt$ 的 $O(nlog^2n)$

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=300000,P=998244353;
const int G=3,Gi=332748118;
typedef pair<vector<int>,vector<int> > pvv;
typedef pair<int,int> pii;
int n,k,ans,ans2;
int rev[N],tot;
int f[N],s[N];
int siz[N],fac[N],inv[N];
vector<pii> son;
vector<int> vec[N],Gr[N];
inline int read(){int FF=0,RR=1;char ch=getchar();for(;!isdigit(ch);ch=getchar()) if(ch=='-') RR=-1;for(;isdigit(ch);ch=getchar()) FF=(FF<<1)+(FF<<3)+ch-48;return FF*RR;
}
inline void inc(int &x,int y){x+=y;if(x>=P) x-=P;
}
int qmi(int a,int b){int res=1;for(;b;b>>=1){if(b&1) res=1ll*res*a%P;a=1ll*a*a%P; }return res;
}
vector<int> ntt(vector<int> a,bool neg){for(int i=0;i<tot;i++) if(i<rev[i]) swap(a[i],a[rev[i]]);for(int mid=1;mid<tot;mid<<=1){int g1=qmi(neg?Gi:G,(P-1)/(mid<<1));for(int i=0;i<tot;i+=mid<<1){int gk=1;for(int j=0;j<mid;j++,gk=1ll*gk*g1%P){int x=a[i+j],y=1ll*gk*a[i+j+mid]%P;a[i+j]=x+y>=P?x+y-P:x+y,a[i+j+mid]=x-y<0?x-y+P:x-y;}}}return a;
}
vector<int> mul(vector<int> A,vector<int> B){int bit=0;while((1<<bit)<=A.size()+B.size()) bit++;tot=1<<bit;for(int i=0;i<tot;i++) rev[i]=(rev[i>>1]>>1)|((i&1)<<(bit-1));A.resize(tot),B.resize(tot);A=ntt(A,0),B=ntt(B,0);for(int i=0;i<tot;i++) A[i]=1ll*A[i]*B[i]%P;A=ntt(A,1);int iv=qmi(tot,P-2);for(int i=0;i<tot;i++) A[i]=1ll*A[i]*iv%P;while(!A.back()) A.pop_back();return A;
}
vector<int> add(vector<int> A,vector<int> B)if(A.size()<B.size()) swap(A,B);for(int i=0;i<B.size();i++) inc(A[i],B[i]);return A;
}
pvv pushup(pvv L,pvv R){vector<int> f=mul(L.first,R.first);vector<int> g=add(mul(L.first,R.second),mul(L.second,R.first));return make_pair(f,g);
}
pvv solve(int l,int r){if(l==r) return make_pair(vector<int>{1,son[l].first},vector<int>{son[l].second});int mid=(l+r)>>1;return pushup(solve(l,mid),solve(mid+1,r));
}
void predfs(int u,int fa){siz[u]=1;for(int v:vec[u])if(v!=fa){predfs(v,u);siz[u]+=siz[v],Gr[u].push_back(v);}
}
int C(int a,int b){ return 1ll*fac[a]*inv[b]%P*inv[a-b]%P;}
void dfs(int u){for(int v:Gr[u]) dfs(v),inc(s[u],s[v]);if(!Gr[u].size()) f[u]=s[u]=1;else{son.clear();for(int v:Gr[u]) son.push_back({siz[v],s[v]});pvv ret=solve(0,son.size()-1);vector<int> poly1=ret.first,poly2=ret.second;for(int i=0;i<min((int)poly1.size(),k+1);i++) inc(f[u],1ll*poly1[i]*C(k,i)%P*fac[i]%P);inc(s[u],f[u]);poly2=mul(vector<int>{1,n-siz[u]},poly2);for(int i=0;i<min((int)poly2.size(),k+1);i++) inc(ans2,1ll*poly2[i]*C(k,i)%P*fac[i]%P);}inc(ans,P-1ll*f[u]*(2*s[u]%P-f[u]+P)%P);
}
int main(){n=read(),k=read();if(k==1){ printf("%d\n",(1ll*n*(n-1)/2)%P);exit(0);fac[0]=1;for(int i=1;i<=n+1;i++) fac[i]=1ll*fac[i-1]*i%P;inv[n+1]=qmi(fac[n+1],P-2);for(int i=n;i>=0;i--) inv[i]=1ll*inv[i+1]*(i+1)%P;for(int i=1;i<n;i++){int x=read(),y=read();vec[x].push_back(y),vec[y].push_back(x);}predfs(1,-1),dfs(1);inc(ans,1ll*s[1]*s[1]%P),ans=1ll*ans*qmi(2,P-2)%P;inc(ans,ans2);printf("%d\n",ans);fprintf(stderr,"%d ms\n",int(1e3*clock()/CLOCKS_PER_SEC));return 0;
}

CF698F

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题目解法

不是很想写，一些结论我也说不清楚也不会证，自己看题解吧
有时间可能会补，先给出代码：

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=1000100,P=1e9+7;
int n,p[N],dy1[N],dy2[N],c1[N],c2[N];
int mulp[N],fac[N],chu[N];
int pr[N],v[N],cnt;
vector<int> factor[N];
inline int read(){int FF=0,RR=1;char ch=getchar();for(;!isdigit(ch);ch=getchar()) if(ch=='-') RR=-1;for(;isdigit(ch);ch=getchar()) FF=(FF<<1)+(FF<<3)+ch-48;return FF*RR;
}
int main(){n=read();for(int i=1;i<=n;i++) mulp[i]=1;c1[1]++;factor[1].push_back(1),chu[1]=1;for(int i=2;i<=n;i++){if(!v[i]){pr[++cnt]=i,chu[i]=n/i,c1[n/i]++;for(int j=i;j<=n;j+=i) factor[j].push_back(i),mulp[j]*=i;}for(int j=1;j<=cnt&&pr[j]<=n/i;j++){v[pr[j]*i]=pr[j];if(v[i]==pr[j]) break;}}for(int i=1;i<=n;i++) c2[mulp[i]]++;for(int i=1;i<=n;i++) p[i]=read();for(int i=1;i<=n;i++){if(!p[i]) continue;if(factor[i].size()!=factor[p[i]].size()){ puts("0");exit(0);}for(int j=0;j<factor[i].size();j++) if(chu[factor[i][j]]!=chu[factor[p[i]][j]]){ puts("0");exit(0);}int mxfac1=factor[i].back(),mxfac2=factor[p[i]].back();if(dy1[mxfac1]&&dy1[mxfac1]!=mxfac2){ puts("0");exit(0);}if(dy2[mxfac2]&&dy2[mxfac2]!=mxfac1){ puts("0");exit(0);}if(!dy1[mxfac1]&&!dy2[mxfac2]) c1[chu[mxfac1]]--;dy1[mxfac1]=mxfac2,dy2[mxfac2]=mxfac1;c2[mulp[p[i]]]--;}fac[0]=1;for(int i=1;i<=n;i++) fac[i]=1ll*fac[i-1]*i%P;int ans=1;for(int i=1;i<=n;i++) ans=1ll*ans*fac[c1[i]]%P*fac[c2[i]]%P;printf("%d",ans);return 0;
}

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