快速傅里叶变换

前置知识：复数．

本文将介绍一种算法，它支持在 $O(n\log n)$ 的时间内计算两个 $n$ 次多项式的乘法，比朴素的 $O(n^2)$ 算法更高效．由于两个整数的乘法也可以被当作多项式乘法，因此这个算法也可以用来加速大整数的乘法计算．

引入

我们现在引入两个多项式 $A$ 和 $B$：

两个多项式相乘的积 $C = A \times B$，我们可以在 $O(n^2)$ 的时间复杂度中解得（这里 $n$ 为 $A$ 或者 $B$ 多项式的次数）：

很明显，多项式 $C$ 的系数 $c_i$ 满足 $c_i = \sum_{j = 0}^i a_j b_{i - j}$．而对于这种朴素算法而言，计算每一项的时间复杂度都为 $O(n)$，一共有 $O(n)$ 项，那么时间复杂度为 $O(n^2)$．

能否加速使得它的时间复杂度降低呢？如果使用快速傅里叶变换的话，那么我们可以使得其复杂度降低到 $O(n \log n)$．

傅里叶变换

傅里叶变换（Fourier Transform）是一种分析信号的方法，它可分析信号的成分，也可用这些成分合成信号．许多波形可作为信号的成分，傅里叶变换用正弦波作为信号的成分．

设 $f(t)$ 是关于时间 $t$ 的函数，则傅里叶变换可以检测频率 $\omega$ 的周期在 $f(t)$ 出现的程度：

它的逆变换是

逆变换的形式与正变换非常类似，分母 $2\pi$ 恰好是指数函数的周期．

傅里叶变换相当于将时域的函数与周期为 $2\pi$ 的复指数函数进行连续的内积．逆变换仍旧为一个内积．

傅里叶变换有相应的卷积定理，可以将时域的卷积转化为频域的乘积，也可以将频域的卷积转化为时域的乘积．

离散傅里叶变换

离散傅里叶变换（Discrete Fourier transform，DFT）是傅里叶变换在时域和频域上都呈离散的形式，将信号的时域采样变换为其 DTFT（discrete-time Fourier transform）的频域采样．

傅里叶变换是积分形式的连续的函数内积，离散傅里叶变换是求和形式的内积．

设 $\{x_n\}_{n=0}^{N-1}$ 是某一满足有限性条件的序列，它的离散傅里叶变换（DFT）为：

其中 $\mathrm{e}$ 是自然对数的底数，$i$ 是虚数单位．通常以符号 $\mathcal {F}$ 表示这一变换，即

类似于积分形式，它的 逆离散傅里叶变换（IDFT）为：

可以记为：

实际上，DFT 和 IDFT 变换式中和式前面的归一化系数并不重要．在上面的定义中，DFT 和 IDFT 前的系数分别为 $1$ 和 $\frac {1}{N}$．有时我们会将这两个系数都改 $\frac{1}{{\sqrt{N}}}$．

离散傅里叶变换仍旧是时域到频域的变换．由于求和形式的特殊性，可以有其他的解释方法．

如果把序列 $x_n$ 看作多项式 $f(x)$ 的 $x^n$ 项系数，则计算得到的 $X_k$ 恰好是多项式 $f(x)$ 代入单位根 $\mathrm{e}^{\frac{-2\pi \mathrm{i}k}{N}}$ 的点值 $f(\mathrm{e}^{\frac{-2\pi \mathrm{i}k}{N}})$．

这便构成了卷积定理的另一种解释办法，即对多项式进行特殊的求值操作．离散傅里叶变换恰好是多项式在单位根处进行求值．

例如计算：

定义函数 $f(x)$ 为：

然后可以发现，代入四次单位根 $f(\mathrm{i})$ 得到这样的序列：

于是下面的求和恰好可以把其余各项消掉：

因此这道数学题的答案为：

这道数学题在单位根处求值，恰好构成离散傅里叶变换．

矩阵公式

由于离散傅立叶变换是一个 线性 算子，所以它可以用矩阵乘法来描述．在矩阵表示法中，离散傅立叶变换表示如下：

其中 $\alpha = \mathrm{e}^{-\mathrm{i}\frac{2\pi}{N}}$．

快速傅里叶变换

FFT 是一种高效实现 DFT 的算法，称为快速傅立叶变换（Fast Fourier Transform，FFT）．它对傅里叶变换的理论并没有新的发现，但是对于在计算机系统或者说数字系统中应用离散傅立叶变换，可以说是进了一大步．快速数论变换（NTT）是快速傅里叶变换（FFT）在数论基础上的实现．

在 1965 年，Cooley 和 Tukey 发表了快速傅里叶变换算法．事实上 FFT 早在这之前就被发现过了，但是在当时现代计算机并未问世，人们没有意识到 FFT 的重要性．一些调查者认为 FFT 是由 Runge 和 König 在 1924 年发现的．但事实上高斯早在 1805 年就发明了这个算法，但一直没有发表．

分治法实现

FFT 算法的基本思想是分治．就 DFT 来说，它分治地来求当 $x=\omega_n^k$ 的时候 $f(x)$ 的值．基 - 2 FFT 的分治思想体现在将多项式分为奇次项和偶次项处理．

举个例子，对于一共 $8$ 项的多项式：

按照次数的奇偶来分成两组，然后右边提出来一个 $x$：

分别用奇偶次次项数建立新的函数：

那么原来的 $f(x)$ 用新函数表示为：

利用偶数次单位根的性质 $\omega^i_n = -\omega^{i + n/2}_n$，和 $G\left(x^2\right)$ 和 $H\left(x^2\right)$ 是偶函数，我们知道在复平面上 $\omega^i_n$ 和 $\omega^{i+n/2}_n$ 的 $G(x^2)$ 的 $H(x^2)$ 对应的值相同．得到：

和：

因此我们求出了 $G(\omega_{n/2}^k)$ 和 $H(\omega_{n/2}^k)$ 后，就可以同时求出 $f(\omega_n^k)$ 和 $f(\omega_n^{k+n/2})$．于是对 $G$ 和 $H$ 分别递归 DFT 即可．

考虑到分治 DFT 能处理的多项式长度只能是 $2^m(m \in \mathbf{N}^ \ast )$，否则在分治的时候左右不一样长，右边就取不到系数了．所以要在第一次 DFT 之前就把序列向上补成长度为 $2^m(m \in \mathbf{N}^\ast )$（高次系数补 $0$）、最高项次数为 $2^m-1$ 的多项式．

在代入值的时候，因为要代入 $n$ 个不同值，所以我们代入 $\omega_n^0,\omega_n^1,\omega_n^2,\cdots, \omega_n^{n-1} (n=2^m(m \in \mathbf{N}^ \ast ))$ 一共 $2^m$ 个不同值．

代码实现方面，STL 提供了复数的模板，当然也可以手动实现．两者区别在于，使用 STL 的 complex 可以调用 exp 函数求出 $\omega_n$．但事实上使用欧拉公式得到的虚数来求 $\omega_n$ 也是等价的．

以上就是 FFT 算法中 DFT 的介绍，它将一个多项式从系数表示法变成了点值表示法．

值的注意的是，因为是单位复根，所以说我们需要令 $n$ 项式的高位补为零，使得 $n = 2 ^ k, k \in \mathbf{N}^ \ast$．

#include <cmath>
#include <complex>

using Comp = std::complex<double>;  // STL complex

constexpr Comp I(0, 1);  // i
constexpr int MAX_N = 1 << 20;

Comp tmp[MAX_N];

// rev=1, DFT; rev=-1, IDFT
// 应用完本函数后需要注意归一化系数的处理
void DFT(Comp* f, int n, int rev) {
  if (n == 1) return;
  for (int i = 0; i < n; ++i) tmp[i] = f[i];
  // 偶数放左边，奇数放右边
  for (int i = 0; i < n; ++i) {
    if (i & 1)
      f[n / 2 + i / 2] = tmp[i];
    else
      f[i / 2] = tmp[i];
  }
  Comp *g = f, *h = f + n / 2;
  // 递归 DFT
  DFT(g, n / 2, rev), DFT(h, n / 2, rev);
  // cur 是当前单位复根，对于 k = 0 而言，它对应的单位复根 omega^0_n = 1．
  // step 是两个单位复根的差，即满足 omega^k_n = step*omega^{k-1}*n，
  // 定义等价于 exp(I*(-2*M_PI/n*rev))
  Comp cur(1, 0), step(cos(2 * M_PI / n), sin(-2 * M_PI * rev / n));
  for (int k = 0; k < n / 2;
       ++k) {  // F(omega^k_n) = G(omega^k*{n/2}) + omega^k*n\*H(omega^k*{n/2})
    tmp[k] = g[k] + cur * h[k];
    // F(omega^{k+n/2}*n) = G(omega^k*{n/2}) - omega^k_n*H(omega^k\_{n/2})
    tmp[k + n / 2] = g[k] - cur * h[k];
    cur *= step;
  }
  for (int i = 0; i < n; ++i) f[i] = tmp[i];
}

时间复杂度 $O(n\log n)$．

倍增法实现

这个算法还可以从「分治」的角度继续优化．对于基 - 2 FFT，我们每一次都会把整个多项式的奇数次项和偶数次项系数分开，一直分到只剩下一个系数．但是，这个递归的过程需要更多的内存．因此，我们可以先「模仿递归」把这些系数在原数组中「拆分」，然后再「倍增」地去合并这些算出来的值．

对于「拆分」，可以使用位逆序置换实现．

对于「合并」，使用蝶形运算优化可以做到只用 $O(1)$ 的额外空间来完成．

位逆序置换

以 $8$ 项多项式为例，模拟拆分的过程：

• 初始序列为 $\{x_0, x_1, x_2, x_3, x_4, x_5, x_6, x_7\}$
• 一次二分之后 $\{x_0, x_2, x_4, x_6\},\{x_1, x_3, x_5, x_7 \}$
• 两次二分之后 $\{x_0,x_4\} \{x_2, x_6\},\{x_1, x_5\},\{x_3, x_7 \}$
• 三次二分之后 $\{x_0\}\{x_4\}\{x_2\}\{x_6\}\{x_1\}\{x_5\}\{x_3\}\{x_7 \}$

规律：其实就是原来的那个序列，每个数用二进制表示，然后把二进制翻转对称一下，就是最终那个位置的下标．比如 $x_1$ 是 001，翻转是 100，也就是 4，而且最后那个位置确实是 4．我们称这个变换为位逆序置换（bit-reversal permutation），证明留给读者自证．

根据它的定义，我们可以在 $O(n)$ 的时间内求出每个数变换后的结果：

/*
 * 进行 FFT 和 IFFT 前的反置变换
 * 位置 i 和 i 的二进制反转后的位置互换
 * len 必须为 2 的幂
 */
void change(Complex y[], int len) {
  // 一开始 i 是 0...01，而 j 是 10...0，在二进制下相反对称．
  // 之后 i 逐渐加一，而 j 依然维持着和 i 相反对称，一直到 i = 1...11．
  for (int i = 1, j = len / 2, k; i < len - 1; i++) {
    // 交换互为小标反转的元素，i < j 保证交换一次
    if (i < j) swap(y[i], y[j]);
    // i 做正常的 + 1，j 做反转类型的 + 1，始终保持 i 和 j 是反转的．
    // 这里 k 代表了 0 出现的最高位．j 先减去高位的全为 1 的数字，
    // 直到遇到了 0，之后再加上即可．
    // 考虑 j 中比特位的翻转次数，最高位将会翻转 n 次，
    // 第二高位将会翻转 n/2 次，以此类推，所以时间复杂度为：
    // T(n) = n + n/2 + n/4 + ... = O(n)
    k = len / 2;
    while (j >= k) {
      j = j - k;
      k = k / 2;
    }
    j += k;
  }
}

位逆序置换也可以 $O(n)$ 从小到大递推实现，设 $len=2^k$，其中 $k$ 表示二进制数的长度，设 $R(x)$ 表示长度为 $k$ 的二进制数 $x$ 翻转后的数（高位补 $0$）．我们要求的是 $R(0),R(1),\cdots,R(n-1)$．

首先 $R(0)=0$．

我们从小到大求 $R(x)$．因此在求 $R(x)$ 时，$R\left(\left\lfloor \dfrac{x}{2} \right\rfloor\right)$ 的值是已知的．因此我们把 $x$ 右移一位（除以 $2$），然后翻转，再右移一位，就得到了 $x$ 除了（二进制）个位 之外其它位的翻转结果．

考虑个位的翻转结果：如果个位是 $0$，翻转之后最高位就是 $0$．如果个位是 $1$，则翻转后最高位是 $1$，因此还要加上 $\dfrac{len}{2}=2^{k-1}$．综上

举个例子：设 $k=5$，$len=(100000)_2$．为了翻转 $(11001)_2$：

1. 考虑 $(1100)_2$，我们知道 $R((1100)_2)=R((01100)_2)=(00110)_2$，再右移一位就得到了 $(00011)_2$．
2. 考虑个位，如果是 $1$，它就要翻转到数的最高位，即翻转数加上 $(10000)_2=2^{k-1}$，如果是 $0$ 则不用更改．

// 同样需要保证 len 是 2 的幂
// 记 rev[i] 为 i 翻转后的值
void change(Complex y[], int len) {
  for (int i = 0; i < len; ++i) {
    rev[i] = rev[i >> 1] >> 1;
    if (i & 1) {  // 如果最后一位是 1，则翻转成 len/2
      rev[i] |= len >> 1;
    }
  }
  for (int i = 0; i < len; ++i) {
    if (i < rev[i]) {  // 保证每对数只翻转一次
      swap(y[i], y[rev[i]]);
    }
  }
  return;
}

蝶形运算优化

已知 $G(\omega_{n/2}^k)$ 和 $H(\omega_{n/2}^k)$ 后，需要使用下面两个式子求出 $f(\omega_n^k)$ 和 $f(\omega_n^{k+n/2})$：

使用位逆序置换后，对于给定的 $n, k$：

• $G(\omega_{n/2}^k)$ 的值存储在数组下标为 $k$ 的位置，$H(\omega_{n/2}^k)$ 的值存储在数组下标为 $k + \dfrac{n}{2}$ 的位置．
• $f(\omega_n^k)$ 的值将存储在数组下标为 $k$ 的位置，$f(\omega_n^{k+n/2})$ 的值将存储在数组下标为 $k + \dfrac{n}{2}$ 的位置．

因此可以直接在数组下标为 $k$ 和 $k + \frac{n}{2}$ 的位置进行覆写，而不用开额外的数组保存值．此方法即称为 蝶形运算，或更准确的，基 - 2 蝶形运算．

再详细说明一下如何借助蝶形运算完成所有段长度为 $\frac{n}{2}$ 的合并操作：

1. 令段长度为 $s = \frac{n}{2}$；
2. 同时枚举序列 $\{G(\omega_{n/2}^k)\}$ 的左端点 $l_g = 0, 2s, 4s, \cdots, N-2s$ 和序列 $\{H(\omega_{n/2}^k)\}$ 的左端点 $l_h = s, 3s, 5s, \cdots, N-s$；
3. 合并两个段时，枚举 $k = 0, 1, 2, \cdots, s-1$，此时 $G(\omega_{n/2}^k)$ 存储在数组下标为 $l_g + k$ 的位置，$H(\omega_{n/2}^k)$ 存储在数组下标为 $l_h + k$ 的位置；
4. 使用蝶形运算求出 $f(\omega_n^k)$ 和 $f(\omega_n^{k+n/2})$，然后直接在原位置覆写．

快速傅里叶逆变换

傅里叶逆变换可以用傅里叶变换表示．对此我们有两种理解方式．

线性代数角度

IDFT（傅里叶反变换）的作用，是把目标多项式的点值形式转换成系数形式．而 DFT 本身是个线性变换，可以理解为将目标多项式当作向量，左乘一个矩阵得到变换后的向量，以模拟把单位复根代入多项式的过程：

现在我们已经得到最左边的结果了，中间的 $x$ 值在目标多项式的点值表示中也是一一对应的，所以，根据矩阵的基础知识，我们只要在式子两边左乘中间那个大矩阵的逆矩阵就行了．

由于这个矩阵的元素非常特殊，它的逆矩阵也有特殊的性质，就是每一项 取倒数，再 除以变换的长度 $n$，就能得到它的逆矩阵．

注意：傅里叶变换的长度，并不是多项式的长度，变换的长度应比乘积多项式的长度长．待相乘的多项式不够长，需要在高次项处补 $0$．

为了使计算的结果为原来的倒数，根据欧拉公式，可以得到

因此我们可以尝试着把单位根 $\omega_k$ 取成 $\mathrm{e}^{-\frac{2\pi \mathrm{i}}{k}}$，这样我们的计算结果就会变成原来的倒数，之后唯一多的操作就只有再 除以它的长度 $n$，而其它的操作过程与 DFT 是完全相同的．我们可以定义一个函数，在里面加一个参数 $1$ 或者是 $-1$，然后把它乘到 $\pi$ 上．传入 $1$ 就是 DFT，传入 $-1$ 就是 IDFT．

单位复根周期性

利用单位复根的周期性同样可以理解 IDFT 与 DFT 之间的关系．

考虑原本的多项式是 $f(x)=a_0+a_1x+a_2x^2+\cdots+a_{n-1}x^{n-1}=\sum_{i=0}^{n-1}a_ix^i$．而 IDFT 就是把你的点值表示还原为系数表示．

考虑 构造法．我们已知 $y_i=f\left( \omega_n^i \right),i\in\{0,1,\cdots,n-1\}$，求 $\{a_0,a_1,\cdots,a_{n-1}\}$．构造多项式如下

相当于把 $\{y_0,y_1,y_2,\cdots,y_{n-1}\}$ 当做多项式 $A$ 的系数表示法．

这时我们有两种推导方式，这对应了两种实现方法．

方法一

设 $b_i=\omega_n^{-i}$，则多项式 $A$ 在 $x=b_0,b_1,\cdots,b_{n-1}$ 处的点值表示法为 $\left\{ A(b_0),A(b_1),\cdots,A(b_{n-1}) \right\}$．

对 $A(x)$ 的定义式做一下变换，可以将 $A(b_k)$ 表示为

记 $S\left(\omega_n^a\right)=\sum_{i=0}^{n-1}\left(\omega_n^a\right)^i$．

当 $a=0 \pmod{n}$ 时，$S\left(\omega_n^a\right)=n$．

当 $a\neq 0 \pmod{n}$ 时，我们错位相减

也就是说

那么代回原式

也就是说给定点 $b_i=\omega_n^{-i}$，则 $A$ 的点值表示法为

综上所述，我们取单位根为其倒数，对 $\{y_0,y_1,y_2,\cdots,y_{n-1}\}$ 跑一遍 FFT，然后除以 $n$ 即可得到 $f(x)$ 的系数表示．

方法二

我们直接将 $\omega_n^i$ 代入 $A(x)$．

推导的过程与方法一大同小异，最终我们得到 $A(\omega_n^k) = \sum_{j=0}^{n-1}a_jS\left(\omega_n^{j+k}\right)$．

当且仅当 $j+k=0 \pmod{n}$ 时有 $S\left(\omega_n^{j+k}\right) = n$，否则为 $0$．因此 $A(\omega_n^k) = a_{n-k}\cdot n$．

这意味着我们将 $\{y_0,y_1,y_2,\cdots,y_{n-1}\}$ 做 DFT 变换后除以 $n$，再反转后 $n - 1$ 个元素，同样可以还原 $f(x)$ 的系数表示．

代码实现

所以我们 FFT 函数可以集 DFT 和 IDFT 于一身．代码实现如下：

/*
 * 做 FFT
 * len 必须是 2^k 形式
 * on == 1 时是 DFT，on == -1 时是 IDFT
 */
void fft(Complex y[], int len, int on) {
  // 位逆序置换
  change(y, len);
  // 模拟合并过程，一开始，从长度为一合并到长度为二，一直合并到长度为 len．
  for (int h = 2; h <= len; h <<= 1) {
    // wn：当前单位复根的间隔：w^1_h
    Complex wn(cos(2 * PI / h), sin(on * 2 * PI / h));
    // 合并，共 len / h 次．
    for (int j = 0; j < len; j += h) {
      // 计算当前单位复根，一开始是 1 = w^0_n，之后是以 wn 为间隔递增： w^1_n
      // ...
      Complex w(1, 0);
      for (int k = j; k < j + h / 2; k++) {
        // 左侧部分和右侧是子问题的解
        Complex u = y[k];
        Complex t = w * y[k + h / 2];
        // 这就是把两部分分治的结果加起来
        y[k] = u + t;
        y[k + h / 2] = u - t;
        // 后半个 「step」 中的ω一定和 「前半个」 中的成相反数
        // 「红圈」上的点转一整圈「转回来」，转半圈正好转成相反数
        // 一个数相反数的平方与这个数自身的平方相等
        w = w * wn;
      }
    }
  }
  // 如果是 IDFT，它的逆矩阵的每一个元素不只是原元素取倒数，还要除以长度 len．
  if (on == -1) {
    for (int i = 0; i < len; i++) {
      y[i].x /= len;
      y[i].y /= len;
    }
  }
}

/*
 * 做 FFT
 * len 必须是 2^k 形式
 * on == 1 时是 DFT，on == -1 时是 IDFT
 */
void fft(Complex y[], int len, int on) {
  change(y, len);
  for (int h = 2; h <= len; h <<= 1) {             // 模拟合并过程
    Complex wn(cos(2 * PI / h), sin(2 * PI / h));  // 计算当前单位复根
    for (int j = 0; j < len; j += h) {
      Complex w(1, 0);  // 计算当前单位复根
      for (int k = j; k < j + h / 2; k++) {
        Complex u = y[k];
        Complex t = w * y[k + h / 2];
        y[k] = u + t;  // 这就是把两部分分治的结果加起来
        y[k + h / 2] = u - t;
        // 后半个 「step」 中的ω一定和 「前半个」 中的成相反数
        // 「红圈」上的点转一整圈「转回来」，转半圈正好转成相反数
        // 一个数相反数的平方与这个数自身的平方相等
        w = w * wn;
      }
    }
  }
  if (on == -1) {
    reverse(y + 1, y + len);
    for (int i = 0; i < len; i++) {
      y[i].x /= len;
      y[i].y /= len;
    }
  }
}

#include <cmath>
#include <cstring>
#include <iostream>

const double PI = acos(-1.0);

struct Complex {
  double x, y;

  Complex(double _x = 0.0, double _y = 0.0) {
    x = _x;
    y = _y;
  }

  Complex operator-(const Complex &b) const {
    return Complex(x - b.x, y - b.y);
  }

  Complex operator+(const Complex &b) const {
    return Complex(x + b.x, y + b.y);
  }

  Complex operator*(const Complex &b) const {
    return Complex(x * b.x - y * b.y, x * b.y + y * b.x);
  }
};

/*
 * 进行 FFT 和 IFFT 前的反置变换
 * 位置 i 和 i 的二进制反转后的位置互换
 *len 必须为 2 的幂
 */
void change(Complex y[], int len) {
  int i, j, k;

  for (int i = 1, j = len / 2; i < len - 1; i++) {
    if (i < j) std::swap(y[i], y[j]);

    // 交换互为小标反转的元素，i<j 保证交换一次
    // i 做正常的 + 1，j 做反转类型的 + 1，始终保持 i 和 j 是反转的
    k = len / 2;

    while (j >= k) {
      j = j - k;
      k = k / 2;
    }

    if (j < k) j += k;
  }
}

/*
 * 做 FFT
 *len 必须是 2^k 形式
 *on == 1 时是 DFT，on == -1 时是 IDFT
 */
void fft(Complex y[], int len, int on) {
  change(y, len);

  for (int h = 2; h <= len; h <<= 1) {
    Complex wn(cos(2 * PI / h), sin(on * 2 * PI / h));

    for (int j = 0; j < len; j += h) {
      Complex w(1, 0);

      for (int k = j; k < j + h / 2; k++) {
        Complex u = y[k];
        Complex t = w * y[k + h / 2];
        y[k] = u + t;
        y[k + h / 2] = u - t;
        w = w * wn;
      }
    }
  }

  if (on == -1) {
    for (int i = 0; i < len; i++) {
      y[i].x /= len;
    }
  }
}

constexpr int MAXN = 200020;
Complex x1[MAXN], x2[MAXN];
char str1[MAXN / 2], str2[MAXN / 2];
int sum[MAXN];
using std::cin;
using std::cout;

int main() {
  cin.tie(nullptr)->sync_with_stdio(false);
  while (cin >> str1 >> str2) {
    int len1 = strlen(str1);
    int len2 = strlen(str2);
    int len = 1;

    while (len < len1 * 2 || len < len2 * 2) len <<= 1;

    for (int i = 0; i < len1; i++) x1[i] = Complex(str1[len1 - 1 - i] - '0', 0);

    for (int i = len1; i < len; i++) x1[i] = Complex(0, 0);

    for (int i = 0; i < len2; i++) x2[i] = Complex(str2[len2 - 1 - i] - '0', 0);

    for (int i = len2; i < len; i++) x2[i] = Complex(0, 0);

    fft(x1, len, 1);
    fft(x2, len, 1);

    for (int i = 0; i < len; i++) x1[i] = x1[i] * x2[i];

    fft(x1, len, -1);

    for (int i = 0; i < len; i++) sum[i] = int(x1[i].x + 0.5);

    for (int i = 0; i < len; i++) {
      sum[i + 1] += sum[i] / 10;
      sum[i] %= 10;
    }

    len = len1 + len2 - 1;

    while (sum[len] == 0 && len > 0) len--;

    for (int i = len; i >= 0; i--) cout << char(sum[i] + '0');

    cout << '\n';
  }

  return 0;
}

参考文献

1. 桃酱的算法笔记.