由于懒，所以没图。
写得时候有点抽风，可能有 typo，望指出。
复数
复数表述为 \(a+b\times i\)，其中 \(i\) 是复数单位 \(\sqrt{-1}\)，同时由此可得 \(i^2=-1\)。
称 \(a\) 是实部（下文简称 real），\(b\) 是虚部（简称 imag）。对于一个实数，其 real 等于其值，imag 为 0。
任意一个复数都可一一映射为二维平面（称作复平面，由实轴和虚轴组成）上一个点 \((real,imag)\)。
幅角是这个点与原点连线后，与实轴正方向形成的夹角；模长是这个点与原点连线的长度，即到原点的距离。
记幅角为 \(\theta\)，模长为 \(u\)，则复数还可表为等于 \((u\cos(\theta),iu\sin(\theta))\)，证明就是在虚平面上把这个点和原点连起来。
复数的加减法相当于 real 和 imag 的分别相加减，乘法则是看作多项式相乘，除法相当于多项式除法（确信）。
复数共轭是把复数的 imag 取反，并且复数的共轭乘上自身可以得到一个实数。
For example：
最后一个除法用了共轭进行化简，把分母有理化了。
然后这套运算还有几何意义：加减法是点的加减，乘法是模长相乘，幅角相加，共轭是关于实轴对称。
复数还有指数形式的定义，即 \(e^{iu}=\cos(u)+i\sin(u)\)（是不是很眼熟，这个似乎叫欧拉公式），其中 \(e\) 即为自然对数。
具体为什么……我也不清楚。
单位复数根
\(n\) 次单位根（\(\omega_n\) ）是满足 \(\omega_n^n=1\) 的复数。
根据我们滴数学啊，\(n\) 次单位根一共有 \(n\) 个，并且为 \(\omega_n\) 的 \(0 \sim n-1\) 次幂（或者说 \(1 \sim n\) 次幂），称 \(\omega_n\) 为主 \(n\) 次单位根。
一个性质是：在复平面上以原点为圆心，画一个半径为 \(1\) 的圆（此时最好工整地在草稿本上画一个圆），这个圆上的点模长均为 \(1\)；然后从与实轴正方向的交点开始，把圆周等分为 \(n\) 份，恰好可以得到 \(n\) 个单位根，\(\omega_n^0\) 恰为这个圆和实轴正方向的交点。
证明则考虑当模长小于 \(1\) 的复数幂次越高模长就越小，故不可能为单位根，大于 \(1\) 同理。
啊你说为什么是等分的？你发现模长相等，所以考虑幅角，若把圆周等分为 \(n\) 分，任意一份重复 \(n\) 次恰好就是一整个圆，而整个圆的模长又为 \(1\)，所以显然符合（注意，我们这里任意一份对应的复数模长本来就为 \(1\)，所以做乘法的时候仍然不考虑）。
而且我们可以得到 \(\omega_n^k=e^{2\pi ik/n}\)，这个就是找交点然后揉进式子里。
那么这个 \(\omega_n\)，有什么性质呢？
- \(\omega_{dn}^{dk}=\omega_n^k\)
这个比较显然，也符合直觉。
从代数上看，就是 \(e^{2\pi idk/dn}=e^{2\pi ik/n}\)。
几何上看，你从实轴正方向开始把连续 \(d\) 个部分合成，毫无问题。
这个会被称作消去引理。
- \(\omega_n^{n/2}=\omega_2=1\)
同样从原来的式子上看，\(e^{2\pi i\frac n 2/n}=e^{2\pi i/2}=\omega_2=-1\)。
你从几何上看，就是 \(\omega_n^0\) 关于虚轴的对称，两者都在实轴上且互为相反数。
- \(\left\{(\omega_n^i)^2\vert i\in \left[0,n-1\right]\right\}=\left\{\omega_{n/2}^i\vert i\in \left[0,n/2-1\right]\right\}\)，要求 \(2\parallel n\)。
这个东西看这有点高级，它其实是想表述：\(\omega_n^{k}=-\omega_n^{k+n/2}\)，同时 \((\omega_n^k)^2=\omega_{n/2}^k\)。
后一个可以由消去引理得到，前一个又是什么理由呢？就是上一条 \(\omega_n^{n/2}=-1\)，然后带了系数。
注意这个家伙非常滴重要，我们的 FFT 要用。
这个会被称作折半引理。
- \(\sum\limits_{k=0}^{n-1}(\omega_n^d)^k=\frac{(\omega_n^d)^n-1}{\omega_n^d-1}\)，要求 \(d\nparallel n\)
等比数列求和……
但是同样重要，我们的 FFT 也要用。
注意那个限制，不满足的话分母会挂（\(\omega_n^d=\omega_{n/d}=1\)），此时和恰为 \(n-1\)。
上面的目前就够了。
Poly
对于一个多项式，一般有两种表述：
- \(F(x)=\sum\limits_{i=0}^{n-1} f_i x^i\)，这称作系数形式，同时这个多项式是 \(n\) 次的。
- \(\left\{\left(x_i,y_i\right)\vert i \in \left[0,n-1\right],F(x_i)=y_i \right\}\)，这称作点值形式。
同时我们可以定义多项式的运算，就和竖式的运算类似（为了方便，后文用不同的大小写来区分多项式和多项式的各个系数）。
For example：
除法暂时不管，涉及到多项式求逆。
然后发现系数形式的多项式做加减法是 \(\mathcal{O}(n)\) 的，但乘法是 \(\mathcal{O}(n^2)\)。
不过点值形式就会好做多：
不过对于除法不成立（仍需用多项式求逆），可见《算法导论》习题。
但是点值形式一般不常用，而系数形式和点值形式的转化（求值和插值）直接做又同样是 \(\mathcal{O}(n^2)\)（插值要做到 \(\mathcal{O}(n^2)\) 还需套个拉格朗日插值）。
要快速进行多项式乘法，需要快速求值与插值，但求值和插值应当怎么优化呢？
FFT
正片开始。
傅里叶的做法是：带入 单位根 进行求值/插值。
有什么优势？
我们可以对于任意的 \(n\) 次多项式恰好带入 \(n\) 个 \(n\) 次单位根，同时由折半引理， \(n\) 个 \(n\) 次单位根的平方构成的集合恰好等价于 \(n/2\) 个 \(n/2\) 次单位根勾成的集合，且同一对里面两个数互为相反数。
只要我们构造出两个部分，恰好取到这 \(n/2\) 个平方，就可以保证问题规模搞好缩小到一半。
为了方便，我们假定 \(n\) 都是 \(2^k,k\in \mathbf{N}\)，不足的部分可以补 \(f_i=0\) 替代。
构造是容易的，我们可以把多项式 \(F(x)=f_0+f_1x+f_2x^2+\cdots+f_{n-1}x^{n-1}\) 拆做如下两部分：
即按照下标的奇偶性划分成两个 \(n/2\) 次的多项式。
然后简单观察可以发现如下性质：
现在我们将右边的两个多项式计算出来，点值形式大概长成这个样子。
直接对应位置做乘法，就可以得到 \(F(x)\)。
注意到 \(\omega_n^{k+n/2}=\omega_n^k\)，所以实现时循环到 \(n/2\)，另一部分只需把 \(F^{\left[1\right]}(x)\) 的系数取反即可。
上面的过程对多项式进行了求值，被称为 DFT（插值对应的叫做 IDFT），贴一个递归的代码实现：
//Complex 可以手写，也可以借用 STL 中的 std::complex<double>
void DFT(Complex *f,int n){
if(n==1) return;//边界，此时本身就是点值形式
for(int i=0;i<n;++i) tmp[i]=f[i];//临时数组记录f
for(int i=0;i<n;++i)
f[(i>>1)+((i&1)?(n>>1):0)]=tmp[i];//划分
Complex *g=f,*h=f+(n>>1);
DFT(g,n>>1),DFT(h,n>>1);//递归计算
Complex w(1,0),step(cos(2*PI/n),sin(2*PI/n));//单位根公式
for(int i=0;i<(n>>1);++i){
tmp[i]=g[i]+w*h[i];
tmp[i+(n>>1)]=g[i]-w*h[i];//上面说的
w*=step;//维护单位根
}
for(int i=0;i<n;++i) f[i]=tmp[i];
}
完事之后用点值形式对应相乘即可（返回的这个复数数组就是点值形式的 \(y\)）。
然后还需要把点值形式变回系数形式，这时需要运用 IDFT。
你需要写个 too huge 的矩阵出来，然后说明这玩意儿是 DFT，然后又证明 IDFT 的系数是什么什么，中途要用到求和引理。
所以懒了，结论是：
- DFT 的表述为 \(y_i=\sum\limits_{k=0}^{n-1}a_k\omega^{ki}\)
- IDFT 的表述为 \(f_i=\frac{1}{n}\sum\limits_{k=0}^{n-1}y_k\omega_n^{-ki}\)。
你发现这俩出奇地相似，所以可以套上面 DFT 的做法，写出这么一个函数：
void IDFT(Complex *f,int n){
if(n==1) return;
for(int i=0;i<n;++i) tmp[i]=f[i];
for(int i=0;i<n;++i)
f[(i>>1)+(i&1?(n>>1):0)]=tmp[i];
Complex *g=f,*h=f+(n>>1);
IDFT(f,n>>1),IDFT(h,n>>1);
Complex w(1,0),step(cos(2*PI/n),-sin(2*PI/n));//只有这一处不一样……
for(int i=0;i<(n>>1);++i){
tmp[i]=g[i]+w*h[i];
tmp[i+(n>>1)]=g[i]-w*h[i];
w*=step;
}
for(int i=0;i<n;++i) f[i]=tmp[i];
}
//主函数内：
for(int i=0;i<n;++i) f[i]/=Complex(n,0);
然后这俩实在是太像了，为了降低代码长度，可以把他们合并了。
于是板子题的 AC 代码如下：
//主要部分
namespace MAIN{
using QL::IO::lq;
using QL::Base_Tools::max;
constexpr int N=2<<20;
int n,m;
using Complex=std::complex<double>;
const double PI=acos(-1);
Complex f[N],g[N],h[N],tmp[N];
void FFT(Complex *f,int n,int type){
if(n==1) return;
for(int i=0;i<n;++i) tmp[i]=f[i];
for(int i=0;i<n;++i)
f[(i>>1)+((i&1)?(n>>1):0)]=tmp[i];
Complex *g=f,*h=f+(n>>=1);
FFT(g,n,type),FFT(h,n,type);
Complex w(1,0),step(cos(PI/n),type*sin(PI/n));
for(int i=0;i<n;++i){
tmp[i]=g[i]+w*h[i];
tmp[i+n]=g[i]-w*h[i];
w*=step;
}
n<<=1;
for(int i=0;i<n;++i) f[i]=tmp[i];
}
signed _main_(){
lq.read(n,m);
for(int i=0,x;i<=n;++i) lq.read(x),f[i]=Complex(x,0);
for(int i=0,x;i<=m;++i) lq.read(x),g[i]=Complex(x,0);
int x=1<<(32-__builtin_clz(max(n,m))+1);
FFT(f,x,1),FFT(g,x,1);
for(int i=0;i<x;++i) h[i]=f[i]*g[i];
FFT(h,x,-1);
//注意浮点数有向下舍去的误差，这里要+0.5
for(int i=0;i<=(n+m);++i) lq.write(int((h[i]/Complex(x,0)).real()+0.5),' ');
return 0;
}
}
signed main(){
return MAIN::_main_();
}
End
上面的代码中提到了，复数的计算有误差。
而实际上，不仅有误差，它还跑得相当之慢……
所以在这里挖个坑：NTT。
To be continue...
参考资料
command-block 的博客，大佬写得很详细。
OI wiki，这个偏一般。
算法导论，非常给力。