能量采集 HYSBZ - 2005(莫比乌斯)(详细过程推导)
2017-08-11 16:39
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栋栋有一块长方形的地,他在地上种了一种能量植物,这种植物可以采集太阳光的能量。在这些植物采集能量后,
栋栋再使用一个能量汇集机器把这些植物采集到的能量汇集到一起。 栋栋的植物种得非常整齐,一共有n列,每列
有m棵,植物的横竖间距都一样,因此对于每一棵植物,栋栋可以用一个坐标(x, y)来表示,其中x的范围是1至n,
表示是在第x列,y的范围是1至m,表示是在第x列的第y棵。 由于能量汇集机器较大,不便移动,栋栋将它放在了
一个角上,坐标正好是(0, 0)。 能量汇集机器在汇集的过程中有一定的能量损失。如果一棵植物与能量汇集机器
连接而成的线段上有k棵植物,则能量的损失为2k + 1。例如,当能量汇集机器收集坐标为(2, 4)的植物时,由于
连接线段上存在一棵植物(1, 2),会产生3的能量损失。注意,如果一棵植物与能量汇集机器连接的线段上没有植
物,则能量损失为1。现在要计算总的能量损失。 下面给出了一个能量采集的例子,其中n = 5,m = 4,一共有20
棵植物,在每棵植物上标明了能量汇集机器收集它的能量时产生的能量损失。 在这个例子中,总共产生了36的能
量损失。
Input
仅包含一行,为两个整数n和m。
Output
仅包含一个整数,表示总共产生的能量损失。
Sample Input
【样例输入1】
5 4
【样例输入2】
3 4
Sample Output
【样例输出1】
36
【样例输出2】
20
对于100%的数据:1 ≤ n, m ≤ 100,000。
我们按照天然的思路,也就是说,所有n*m个点,对于答案即能量贡献是多少,我们设(x,y),这个贡献题目的定义说的很清楚,这点到(0,0)这条直线上有多少个点,那现在的问题是,对一个点,如果我们能知道这个直线上有多少个点,那么其贡献我们就知道了,很显然,这个就是求gcd(x,y)啊,那么显然,一个点的能量贡献即是2∗gcd(x,y)−1。
那么好,一个天然的算法就是,我们枚举每个点,然后计算gcd(x,y),时间复杂度O(n∗m∗logn)。但是100000的数据量,这样是绝对要超时的。想到的是,我们可以转换角度,不是去枚举点,而是去枚举gcd。
设f(d)为gcd(x,y)=d的点的数量
那么答案:ans=∑i=1min(n,m){f(i)∗(2∗i−1)}
因为 ∑i=1min(n,m)f(i)=n∗m
所以进一步ans=2∗∑i=1min(n,m)f(i)∗i−n∗m
现在问题的关键是如何高效率的求出f(d),这里我们就用莫比乌斯反演了
设F(d)为满足d|gcd(x,y)的个数。
那么显然F(n)=∑n|df(d)所以f(n)=∑n|d{μ(dn)∗F(d)}到这里,还不够,还是会超时,还需要继续优化
设d=n∗k,则f(n)∗n=n∗∑k=1+∞μ(k)∗F(n∗k)
所以∑i=1min(n,m)f(i)∗i=∑k=1+∞{μ(k)∑ii∗F(i∗k)}=∑k=1+∞{μ(k)k∑k|tF(t)∗t}(i=tk)
又∑k=1+∞{μ(k)k∑k|tF(t)∗t}=∑t{F(t)∗t∑k|tμ(k)k}
非常巧的是,我们有一个定理:∑d|nμ(d)d=ϕ(n)n证明:
因为n=∑d|nϕ(d)
反演得:ϕ(n)=∑d|nμ(nd)d=∑d|nμ(d)nd⇒ϕ(n)n=∑d|nμ(d)d(其实这里面有着更加有趣的东西,和容斥有着千丝万缕的关系)
证毕
所以最后∑i=1min(n,m)f(i)∗i=∑t+∞F(t)∗ϕ(t)
而对于F(x),他的形式非常简单,即:F(d)=nd∗md易知x→+∞,F(x)→0,所以t我们只算到min(n,m)即可
代码就非常简单了,也没必要分块来算
还有一种做法也比较神奇,和反演无关
栋栋再使用一个能量汇集机器把这些植物采集到的能量汇集到一起。 栋栋的植物种得非常整齐,一共有n列,每列
有m棵,植物的横竖间距都一样,因此对于每一棵植物,栋栋可以用一个坐标(x, y)来表示,其中x的范围是1至n,
表示是在第x列,y的范围是1至m,表示是在第x列的第y棵。 由于能量汇集机器较大,不便移动,栋栋将它放在了
一个角上,坐标正好是(0, 0)。 能量汇集机器在汇集的过程中有一定的能量损失。如果一棵植物与能量汇集机器
连接而成的线段上有k棵植物,则能量的损失为2k + 1。例如,当能量汇集机器收集坐标为(2, 4)的植物时,由于
连接线段上存在一棵植物(1, 2),会产生3的能量损失。注意,如果一棵植物与能量汇集机器连接的线段上没有植
物,则能量损失为1。现在要计算总的能量损失。 下面给出了一个能量采集的例子,其中n = 5,m = 4,一共有20
棵植物,在每棵植物上标明了能量汇集机器收集它的能量时产生的能量损失。 在这个例子中,总共产生了36的能
量损失。
Input
仅包含一行,为两个整数n和m。
Output
仅包含一个整数,表示总共产生的能量损失。
Sample Input
【样例输入1】
5 4
【样例输入2】
3 4
Sample Output
【样例输出1】
36
【样例输出2】
20
对于100%的数据:1 ≤ n, m ≤ 100,000。
我们按照天然的思路,也就是说,所有n*m个点,对于答案即能量贡献是多少,我们设(x,y),这个贡献题目的定义说的很清楚,这点到(0,0)这条直线上有多少个点,那现在的问题是,对一个点,如果我们能知道这个直线上有多少个点,那么其贡献我们就知道了,很显然,这个就是求gcd(x,y)啊,那么显然,一个点的能量贡献即是2∗gcd(x,y)−1。
那么好,一个天然的算法就是,我们枚举每个点,然后计算gcd(x,y),时间复杂度O(n∗m∗logn)。但是100000的数据量,这样是绝对要超时的。想到的是,我们可以转换角度,不是去枚举点,而是去枚举gcd。
设f(d)为gcd(x,y)=d的点的数量
那么答案:ans=∑i=1min(n,m){f(i)∗(2∗i−1)}
因为 ∑i=1min(n,m)f(i)=n∗m
所以进一步ans=2∗∑i=1min(n,m)f(i)∗i−n∗m
现在问题的关键是如何高效率的求出f(d),这里我们就用莫比乌斯反演了
设F(d)为满足d|gcd(x,y)的个数。
那么显然F(n)=∑n|df(d)所以f(n)=∑n|d{μ(dn)∗F(d)}到这里,还不够,还是会超时,还需要继续优化
设d=n∗k,则f(n)∗n=n∗∑k=1+∞μ(k)∗F(n∗k)
所以∑i=1min(n,m)f(i)∗i=∑k=1+∞{μ(k)∑ii∗F(i∗k)}=∑k=1+∞{μ(k)k∑k|tF(t)∗t}(i=tk)
又∑k=1+∞{μ(k)k∑k|tF(t)∗t}=∑t{F(t)∗t∑k|tμ(k)k}
非常巧的是,我们有一个定理:∑d|nμ(d)d=ϕ(n)n证明:
因为n=∑d|nϕ(d)
反演得:ϕ(n)=∑d|nμ(nd)d=∑d|nμ(d)nd⇒ϕ(n)n=∑d|nμ(d)d(其实这里面有着更加有趣的东西,和容斥有着千丝万缕的关系)
证毕
所以最后∑i=1min(n,m)f(i)∗i=∑t+∞F(t)∗ϕ(t)
而对于F(x),他的形式非常简单,即:F(d)=nd∗md易知x→+∞,F(x)→0,所以t我们只算到min(n,m)即可
代码就非常简单了,也没必要分块来算
#include<cstdio> #include<iostream> #include<algorithm> #include<cstring> #define N 100002 #define mod 1000000007 using namespace std; bool prime ; int phi ; void e() { for(int i=1;i<N;i++) phi[i]=i; memset(prime,true,sizeof(prime)); for(int i=2;i<N;i++) if(prime[i]) { for(int j=i;j<N;j+=i) { prime[j]=false; phi[j]-=phi[j]/i; } } } int main() { int n,m; e(); while(scanf("%d%d",&n,&m)==2) { if(n>m) { int temp=n; n=m; m=temp; } long long ans=-((long long)n*m); for(int i=1;i<=n;i++) ans+=2*((long long)n/i)*(m/i)*phi[i]; printf("%lld\n",ans); } return 0; }
还有一种做法也比较神奇,和反演无关
#include<cstdio> #include<iostream> #include<algorithm> #define mod 1000000007 using namespace std; int n,m; long long f[100005];//gcd为某个数的点的个数 int main() { while(scanf("%d%d",&n,&m)==2) { if(n>m) { int temp=n; n=m; m=temp; } long long ans=0; for(int i=n;i>=1;i--) { f[i]=(long long )(n/i)*(m/i);//会包含很多重复项,从最大值开始枚举 for(int j=i+i;j<=n;j+=i) f[i]-=f[j];//不断去除重复的 ans+=f[i]*(2*i-1); } printf("%lld\n",ans); } return 0; }
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