例题 Luogu P4781【模板】拉格朗日插值

给出 $n$ 个点 $P_i(x_i,y_i)$，将过这 $n$ 个点的最多 $n-1$ 次的多项式记为 $f(x)$，求 $f(k)$ 的值。

如图所示，将每一个点 $(x_i,y_i)$ 在 $x$ 轴上的投影 $(x_i,0)$ 记为 $H_i$。对每一个 $i$，我们选择一个点集 $\{P_i\}\cup\{H_j\mid1\le i\le n,j\ne i\}$，作过这 $n$ 个点的至多 $n-1$ 次的线 $g_i(x)$。图中 $f(x)$ 用黑线表示，$g_i(x)$ 用彩色线表示。

这样，我们得到了 $n$ 个 $g_i(x)(1\le i\le n)$，它们都在各自对应的 $x_i$ 处的值为 $y_i$，并且在其它 $x_j(j\ne i)$ 处值为 $0$。所以很容易构造出 $g_i(x)$ 的表达式： $$ g_i(x)=y_i\prod_{j\neq i}\frac{x-x_j}{x_i-x_j} $$ 很容易通过将每一个 $x_i$ 代入上式以验证其正确性。最后，我们所求的 $f(x)=\sum_{i=1}^ng_i(x)$，即各 $g_i(x)$ 之和。因为对于每一个 $i$，都只有一条 $g_i$ 经过 $P_i$，其余 $g_j$ 都经过 $H_i$，故它们相加后在 $x_i$ 的取值仍为 $y_i$，即最后的和函数总是过所有 $P_i$ 的。

公式整理得： $$ f(x)=\sum_{i=1}^ny_i\prod_{j\ne i}\frac{x-x_j}{x_i-x_j} $$ 如果要将每一项的系数都算出来，时间复杂度仍为 $O(n^2)$，但是本题中只用求出 $f(k)$ 的值，所以在计算上式的过程中直接将 $k$ 代入即可。 $$ f(k)=\sum_{i=1}^ny_i\prod_{j\ne i}\frac{k-x_j}{x_i-x_j} $$ 本题中，还需要求解逆元。如果先分别计算出分子和分母，再将分子乘进分母的逆元，累加进最后的答案，时间复杂度的瓶颈就不会在求逆元上，时间复杂度为 $O(n^2)$。

#include <algorithm>
#include <cstdio>
#include <cstring>
const int maxn = 2010;
using ll = long long;
ll mod = 998244353;
ll n, k, x[maxn], y[maxn], ans, s1, s2;
ll powmod(ll a, ll x) {
  ll ret = 1ll, nww = a;
  while (x) {
    if (x & 1) ret = ret * nww % mod;
    nww = nww * nww % mod;
    x >>= 1;
  }
  return ret;
}
ll inv(ll x) { return powmod(x, mod - 2); }
int main() {
  scanf("%lld%lld", &n, &k);
  for (int i = 1; i <= n; i++) scanf("%lld%lld", x + i, y + i);
  for (int i = 1; i <= n; i++) {
    s1 = y[i] % mod;
    s2 = 1ll;
    for (int j = 1; j <= n; j++)
      if (i != j)
        s1 = s1 * (k - x[j]) % mod, s2 = s2 * ((x[i] - x[j] % mod) % mod) % mod;
    ans += s1 * inv(s2) % mod;
    ans = (ans + mod) % mod;
  }
  printf("%lld\n", ans);
  return 0;
}