要mtt的题都是......
多补了几项就被卡了一整页......果然还是太菜了......
不说了......来看100分的做法吧......
如果做过付公主的背包，前面几步应该不难想，所以我们再来写一遍柿子。
首先令(c_i = [0,1])表示数(i)是否在集合中，那么(f)的生成函数就是
[F(x) = prodlimits_{i=1}^n (frac{1}{1-x^i})^{c_i}
]
乘法不太好做，我们两边(ln)一下，转化成加法
[ln F(x) = sumlimits_{i=1}^n c_i ln(frac{1}{1-x^i})
]
我们想要右边的(ln)变得好看一点，这个柿子在付公主的背包里好像推过了......这里就不写了。
柿子是
[ln(frac{1}{1-x^i}) = sumlimits_{j=1}^{infty}frac{1}{j}x^{ij}
]
带上去再做一些变化
[ln F(x) = sumlimits_{i=1}^n c_i sumlimits_{j ge 1} frac{1}{j} x^{ij}
]
我们枚举(k = ij)
[ln F(x) = sumlimits_{k=1}^n x^k sumlimits_{i mid k} c_icdot frac{i}{k}
]
我们令(f'_k)表示(ln F(x))的(i)次项系数( imes k)，知道了(f'_k = sumlimits_{i mid k} c_i i)
那么我们要构造一组(c)，使得答案的字典序最小。字典序这个东西有很强的可贪性......
我们肯定会先考虑较小的(i)，然后我们又知道对于能被(i)整除的(j)，也就是(i mid j)，有(f'_j ge f'_i)，因为能对(i)产生贡献的(c_k)，对(j)也会产生贡献。
所以当我们把(f')求出来的时候，做一个类似筛法的东西，(forall j, imid j)，让(f'_j)减(f'_i)。
最后剩下类非(0)的(f'_i)，(i)就是在一个集合内的数，这样复杂度是对的。
然而需要MTT，异常duliu......
得到了一个教训......代码中的limit不可以瞎开......
(Code:)（只会写辣鸡版本的MTT......）
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long double db;
typedef long long ll;
const db PI=acos(-1.0);
const int N=8e5+10;
int mod;
inline int fpow(int x,int y){
int ret=1; for(x%=mod;y;y>>=1,x=1ll*x*x%mod)
if(y&1) ret=1ll*ret*x%mod;
return ret;
}
inline int add(int x,int y){return x+y>=mod?x+y-mod:x+y;}
inline int sub(int x,int y){return x-y<0?x-y+mod:x-y;}
namespace Poly{
struct cpl{
db x,y;
cpl operator + (cpl k1)const{return (cpl){x+k1.x,y+k1.y};}
cpl operator - (cpl k1)const{return (cpl){x-k1.x,y-k1.y};}
cpl operator * (cpl k1)const{return (cpl){x*k1.x-y*k1.y,x*k1.y+y*k1.x};}
};
int rev[N];
void init(int n){
for(int i=0;i<n;i++)
rev[i]=rev[i>>1]>>1|((i&1)?n>>1:0);
}
void fft(cpl *f,int n,int flg){
for(int i=0;i<n;i++) if(rev[i]<i) swap(f[i],f[rev[i]]);
for(int len=2,k=1;len<=n;len<<=1,k<<=1){
cpl wn=(cpl){cos(2*PI/len),flg*sin(2*PI/len)};
for(int i=0;i<n;i+=len){
cpl w=(cpl){1,0};
for(int j=i;j<i+k;j++,w=w*wn){
cpl tmp=w*f[j+k];
f[j+k]=f[j]-tmp,f[j]=f[j]+tmp;
}
}
}
if(flg==-1) for(int i=0;i<n;i++)
f[i].x/=n;
}
void mtt(int *a,int *b,int *c,int n){
static cpl f[2][N],g[2][N],ans[3][N];
for(int i=0;i<n;i++){
f[0][i]=(cpl){(db)(a[i]>>15),0};
f[1][i]=(cpl){(db)(a[i]&0x7fff),0};
g[0][i]=(cpl){(db)(b[i]>>15),0};
g[1][i]=(cpl){(db)(b[i]&0x7fff),0};
}
fft(f[0],n,1),fft(f[1],n,1),fft(g[0],n,1),fft(g[1],n,1);
for(int i=0;i<n;i++){
ans[0][i]=f[0][i]*g[0][i];
ans[1][i]=f[0][i]*g[1][i]+f[1][i]*g[0][i];
ans[2][i]=f[1][i]*g[1][i];
}
fft(ans[0],n,-1),fft(ans[1],n,-1),fft(ans[2],n,-1);
#define normal(x) (((ll)((x)+0.5)%mod+mod)%mod)
for(int i=0;i<n;i++){
ll t1=(normal(ans[0][i].x)<<30ll)%mod;
ll t2=(normal(ans[1][i].x)<<15ll)%mod,t3=normal(ans[2][i].x);
c[i]=((t1+t2)%mod+t3)%mod;
}
}
void dao(int *f,int n,int *G){
static int F[N]; for(int i=0;i<=n;i++) F[i]=f[i];
for(int i=1;i<=n;i++) G[i-1]=1ll*F[i]*i%mod; G[n]=0;
}
void jifen(int *f,int n,int *G){
static int F[N]; for(int i=0;i<=n;i++) F[i]=f[i];
for(int i=0;i<=n;i++) G[i+1]=1ll*F[i]*fpow(i+1,mod-2)%mod; G[0]=0;
}
void getinv(int *f,int n,int *G){
if(n==1){G[0]=fpow(f[0],mod-2);return;}
getinv(f,(n+1)>>1,G);
static int F[N],H[N],H1[N];
int limit=1; while(limit<=(n-1)*2)limit<<=1; init(limit);
for(int i=0;i<n;i++) H[i]=G[i],F[i]=f[i];
for(int i=n;i<limit;i++) H[i]=F[i]=G[i]=0;
mtt(F,G,H1,limit);
H1[0]=sub(2,H1[0]);
for(int i=1;i<limit;i++) H1[i]=i<n?mod-H1[i]:0;
for(int i=n;i<limit;i++) H1[i]=0;
mtt(H,H1,G,limit);
for(int i=n;i<limit;i++) G[i]=0;
}
void getln(int *f,int n,int *G){
static int F[N],iF[N]; for(int i=0;i<n;i++) F[i]=f[i];
getinv(F,n,iF),dao(F,n-1,F);
int limit=1; while(limit<=(n-1)*2)limit<<=1; init(limit);
mtt(F,iF,G,limit);
jifen(G,n-1,G); for(int i=n;i<limit;i++) G[i]=0;
}
}
int n,f[N],ans[N];
int main(){
scanf("%d%d",&n,&mod);
f[0]=1; for(int i=1;i<=n;i++) scanf("%d",&f[i]);
Poly::getln(f,n+1,ans);
for(int i=1;i<=n;i++) ans[i]=1ll*ans[i]*i%mod;
for(int i=1;i<=n;i++)
for(int j=i*2;j<=n;j+=i) ans[j]=sub(ans[j],ans[i]);
int cnt=0;
for(int i=1;i<=n;i++) if (ans[i]) ++cnt;
printf("%d
",cnt);
for(int i=1;i<=n;i++) if(ans[i]) printf("%d ",i);
return 0;
}