为数不多不用多项式科技的单位根反演题。
\(A\) 不降比较难搞，所以首先令 \(B_i=A_i+i-1\)，则 \(B\) 单调递增。转化为对任意的 \(k\in [0,\text{MOD}-1]\)，求在 \([0,N+M-1]\) 中选 \(N\) 个不同的数，总和对 \(\text{MOD}\) 取模为 \(k\) 的方案数。记 \(p=\text{MOD},n=N+M\)。
列出选数的 OGF：
\[F(x)=\prod\limits_{i=0}^{n-1}(1+x^i) \]我们现在不考虑长度为 \(N\) 的限制，那么答案就是：
\[\text{ans}=\sum\limits_{p\mid i-k}[x^i]F(x) \]根据单位根反演，对于一个 \(n\) 次多项式 \(f(x)\)，其所有 \(k\) 的倍数次方的系数之和：
\[\begin{aligned}\sum\limits_{i=0}^{\lfloor\frac{n}{k}\rfloor}[x^{ik}]f(x)&=\sum\limits_{i=0}^n[k\mid i][x^i]f(x)\\&=\sum\limits_{i=0}^n[x^i]f(x)\frac{1}{k}\sum\limits_{j=0}^{k-1}\omega_{k}^{ij}\\&=\frac{1}{k}\sum\limits_{i=0}^na_i\sum\limits_{j=0}^{k-1}\omega_{k}^{ij}\\&=\frac{1}{k}\sum\limits_{i=0}^n\sum\limits_{j=0}^{k-1}a_i(\omega_k^j)^i\\&=\frac{1}{k}\sum\limits_{j=0}^{k-1}f(\omega_k^j)\end{aligned} \]同理，当我们要求 \(ik+r\) 的系数：
\[\sum\limits_{i=0}^{\lfloor\frac{n}{k}\rfloor}[x^{ik+r}]f(x)=\frac{1}{k}\sum\limits_{j=0}^{k-1}f(\omega_k^j)\omega_{k}^{-ir} \]于是对 \(\text{ans}\) 使用单位根反演：
\[\begin{aligned}\text{ans}&=\sum\limits_{p\mid i-k}[x^i]F(x)\\&=\frac{1}{p}\sum\limits_{i=0}^{p-1}F(\omega_p^i)\omega_p^{-ik}\\&=\frac{1}{p}\sum\limits_{i=0}^{p-1}\omega_p^{-ik}\prod\limits_{j=0}^{n-1}(1+\omega_p^{ij})\end{aligned} \]考虑 \(p\mid n\) 的情况，记 \(d=\gcd(i,p)\)，那么 \(\omega_p^i\) 在 \(0\) 到 \(n-1\) 次方有纯循环节 \(p\)，而 \(\omega_{p}^i\) 有循环节 \(d\)，并考虑 \(\omega_p^{ij}=\omega_{\frac{p}{d}}^{\frac{ij}{d}}\)，于是枚举 \(\frac{i}{d}\)：
\[\begin{aligned}\prod\limits_{j=0}^{n-1}(1+\omega_p^{ij})&=\left(\prod\limits_{j=0}^{p-1}(1+\omega_p^{ij})\right)^{\frac{n}{p}}\\&=\left(\prod\limits_{j=0}^{\frac{p}{d}-1}(1+\omega_\frac{p}{d}^{ij})^d\right)^{\frac{n}{p}}\\&=\left(\prod\limits_{j=0}^{\frac{p}{d}-1}(1+\omega_{\frac{p}{d}}^{ij})\right)^{\frac{dn}{p}}\end{aligned} \]然后考虑分圆多项式：
\[x^n-1=\prod\limits_{i=0}^{n-1}(x-\omega_n^i) \]代入 \(x=-1\) 得：
\[\begin{aligned}(-1)^n-1&=\prod\limits_{i=0}^{n-1}(-1-\omega_n^i)\\(-1)^n-1&=(-1)^{n}\prod\limits_{i=0}^{n-1}(1+\omega_n^i)\\1-(-1)^n&=\prod\limits_{i=0}^{n-1}(1+\omega_n^i)\end{aligned} \]然后将右式代入上面的式子：
\[\begin{aligned}\prod\limits_{j=0}^{n-1}(1+\omega_p^{ij})&=\left(\prod\limits_{j=0}^{\frac{p}{d}-1}(1+\omega_{\frac{p}{d}}^{ij})\right)^{\frac{dn}{p}}\\&=(1-(-1)^\frac{p}{d})^{\frac{dn}{p}}\end{aligned} \]然后代入 \(\text{ans}\)：
\[\begin{aligned}\text{ans}&=\frac{1}{p}\sum\limits_{i=0}^{p-1}\omega_p^{-ik}\prod\limits_{j=0}^{n-1}(1+\omega_p^{ij})\\&=\frac{1}{p}\sum\limits_{i=0}^{p-1}\omega_p^{-ik}(1-(-1)^{\frac{p}{d}})^{\frac{dn}{p}}\end{aligned} \]这样我们就消掉了一些单位根，接着我们考虑 \(\omega_p^{-ik}\) 如何处理。由于 \(d=\gcd(p,i)\)，我们考虑枚举 \(d\)：
\[\begin{aligned}\text{ans}&=\frac{1}{p}\sum\limits_{i=0}^{p-1}\omega_p^{-ik}(1-(-1)^{\frac{p}{d}})^{\frac{dn}{p}}\\&=\frac{1}{p}\sum\limits_{i=0}^{p-1}(1-(-1)^{\frac{p}{d}})^{\frac{dn}{p}}\sum\limits_{\gcd(i,p)=d}\omega_p^{-ik}\end{aligned} \]把后面那个求和单独拎出来设为 \(g(d)\)，考虑莫反以及 \(\omega_n^k=\omega_{\alpha n}^{\alpha k}\)：
\[\begin{aligned}\sum\limits_{\gcd(i,p)=d}\omega_p^{-ik}&=\sum\limits_{i=0}^{p-1}[\gcd(i,p)=d]\omega_p^{-ik}\\&=\sum\limits_{i=1}^{\frac{p}{d}-1}[\gcd(i,\frac{p}{d})=1]\omega_{\frac{p}{d}}^{-ik}\\&=\sum\limits_{i=1}^{\frac{p}{d}-1}\sum\limits_{j\mid \frac{p}{d},j\mid i}\mu(j)\omega_{\frac{p}{d}}^{-ik}\\&=\sum\limits_{j\mid \frac{p}{d}}\mu(j)\sum\limits_{i=0}^{\frac{p}{dj}-1}\omega_{\frac{p}{dj}}^{-ik}\\&=\sum\limits_{j\mid \frac{p}{d}}\mu(j)[\frac{p}{dj}\mid k]\frac{p}{dj}\end{aligned} \]最后那一步是逆用单位根反演。
于是我们可以对每个 \(d\)，\(O(p)\) 预处理出 \(g(d)\) 的值，总共是 \(O(p^2)\) 的。
最后再代入答案式子：
\[\begin{aligned}\text{ans}&=\frac{1}{p}\sum\limits_{i=0}^{p-1}(1-(-1)^{\frac{p}{d}})^{\frac{dn}{p}}\sum\limits_{\gcd(i,p)=d}\omega_p^{-ik}\\&=\frac{1}{p}\sum\limits_{i=0}^{p-1}(1-(-1)^{\frac{p}{d}})^{\frac{dn}{p}}g(d)\end{aligned} \]根据二项式定理，上面的式子是容易求的，展开即可。
这是不考虑 \(N\) 长度限制的情况，现在我们加上长度限制，那么相当于给 OGF 多加一个元：
\[F(x,y)=\prod\limits_{i=0}^{n-1}(1+x^iy) \]于是根据上面的推导，我们要求的就是：
\[[y^N]\frac{1}{p}\sum\limits_{i=0}^{p-1}(1-(-y)^{\frac{p}{d}})^{\frac{dn}{p}}g(d) \]于是 \(p\mid n\) 时，我们可以 \(O(p^2)\) 解决上述问题。
考虑 \(p\nmid n\) 的情况。
显然我们可以先 \(O(p^2)\) 解决只能取 \(0\) 到 \(p\lfloor\frac{n}{p}\rfloor\) 的数的情况，接下来剩下 \(n-p\lfloor\frac{n}{p}\rfloor<p\) 个数，于是对于剩下的数我们可以 \(O(p^3)\) 暴力 dp 出所有的方案数。具体地，令 \(f_{i,j,k}\) 表示从 \(p\lfloor\frac{n}{p}\rfloor+1\) 考虑到 \(i\)，取了 \(j\) 个数，和对 \(p\) 取模为 \(k\) 的方案数，暴力转移，最后暴力合并答案即可。可能需要滚动数组之类的东西。
复杂度 \(O(N+M+p^3)\)。
// Problem: F - Modulo Sum of Increasing Sequences
// Contest: AtCoder - AtCoder Regular Contest 145
// URL: https://atcoder.jp/contests/arc145/tasks/arc145_f
// Memory Limit: 1024 MB
// Time Limit: 4000 ms
//
// Powered by CP Editor (https://cpeditor.org)
#include <bits/stdc++.h>
#define int long long
using namespace std;
namespace vbzIO {
char ibuf[(1 << 20) + 1], *iS, *iT;
#if ONLINE_JUDGE
#define gh() (iS == iT ? iT = (iS = ibuf) + fread(ibuf, 1, (1 << 20) + 1, stdin), (iS == iT ? EOF : *iS++) : *iS++)
#else
#define gh() getchar()
#endif
#define mt make_tuple
#define mp make_pair
#define fi first
#define se second
#define pc putchar
#define pb emplace_back
#define ins insert
#define era erase
typedef tuple<int, int, int> tu3;
typedef pair<int, int> pi;
inline int rd() {
char ch = gh();
int x = 0;
bool t = 0;
while (ch < '0' || ch > '9') t |= ch == '-', ch = gh();
while (ch >= '0' && ch <= '9') x = (x << 1) + (x << 3) + (ch ^ 48), ch = gh();
return t ? ~(x - 1) : x;
}
inline void wr(int x) {
if (x < 0) x = ~(x - 1), putchar('-');
if (x > 9) wr(x / 10);
putchar(x % 10 + '0');
}
}
using namespace vbzIO;
const int M = 1e3 + 100;
const int N = 2e6 + 200;
const int P = 998244353;
int n, m, p, mx, fac[N], inv[N], ifac[N], f[M][M], vl[M][M], cf[M];
int ct, mu[M], pr[M], vs[M], ans[M];
vector<int> di[M];
void init(int lim) {
fac[0] = ifac[0] = inv[1] = 1;
for (int i = 1; i <= lim; i++) {
if (i > 1) inv[i] = 1ll * inv[P % i] * (P - P / i) % P;
fac[i] = 1ll * fac[i - 1] * i % P;
ifac[i] = 1ll * ifac[i - 1] * inv[i] % P;
}
}
int C(int n, int m) { return (n >= m && m >= 0) ? (1ll * fac[n] * ifac[m] % P * ifac[n - m] % P) : 0; }
void gtmu(int lim) {
mu[1] = 1;
for (int i = 2; i <= lim; i++) {
if (!vs[i]) mu[pr[++ct] = i] = P - 1;
for (int j = 1; j <= ct && i * pr[j] <= lim; j++) {
vs[i * pr[j]] = 1;
if (i % pr[j] == 0) {
mu[i * pr[j]] = 0;
break;
}
mu[i * pr[j]] = P - mu[i];
}
}
}
signed main() {
n = rd(), m = rd(), p = rd(), init(N - 10), gtmu(M - 10);
for (int i = 1; i <= p; i++)
for (int j = i; j <= p; j += i)
di[j].pb(i);
for (int d : di[p]) {
for (int k = 0; k < p; k++)
for (int j : di[p / d])
if (d * j * k % p == 0)
(vl[d][k] += 1ll * p / d / j * mu[j] % P) %= P;
}
n += m, m = n - m, mx = p * (n / p), f[0][0] = 1;
for (int i = 1; i <= n - mx; i++)
for (int j = i; j; j--)
for (int k = 0; k < p; k++)
(f[j][k] += f[j - 1][(k - (i + mx - 1) % p + p) % p]) %= P;
for (int k = 0; k <= min(n - mx, m); k++) {
int res = m - k;
memset(cf, 0, sizeof(int) * (p + 10));
for (int d : di[p]) {
int b = p / d, c;
if (res % b) continue;
if (b & 1) c = inv[p];
else c = ((res / b) & 1) ? P - inv[p] : inv[p];
c = 1ll * c * C(d * mx / p, res / b) % P;
for (int i = 0; i < p; i++)
(cf[i] += 1ll * c * vl[d][i] % P) %= P;
}
for (int i = 0; i < p; i++)
for (int j = 0; j < p; j++)
(ans[(i + j) % p] += 1ll * cf[i] * f[k][j] % P) %= P;
}
int _ = 1ll * m * (m - 1) / 2 % p;
for (int i = 0; i < p; i++)
wr(ans[(i + _) % p]), pc(' ');
return 0;
}