bzoj 2005: [Noi2010] 能量采集
2016-04-04 15:01
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Description
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。
从题意可以得出一个式子:∑(i=1->n)∑(j=1->m) 2*(i,j)+1;的(i,j)意思是i,j的最大公约数,因为我们可以发现每个点与(0,0)之间相隔的点数即为该点横纵坐标的最大公约数,这也是很显然的,它们的公约数将这两个数分为相等的几份,而每增加一份就是一个新点,,举个例子:(8,4),它们的最大公约数是4,也就是说横纵坐标各可以分成相等的四份,(2,1),而每累加一次就是一个点的坐标,而该点显然在(8,4)和(0,0)之间;比如(2,1)是相隔的一个点,(4,2)是另一个点,(6,3)又是一个点。。。。。。所以说我们只要求出上面的那个式子即可;
现在让我们来看这个式子,时间复杂度是n^3的,很明显不可以,那么我们变形一下:
∑(i=1->n)∑(j=1->m) 2*(i,j)+1 =∑(i=1->n)∑(j=1->m)∑(d=1->min(i,j))[d | i][d | j] φ(d);
这个式子的正确性也是显然的,对于任意两个数,它们的公约数也是最大公约数的约数,而最大公约数的各因子的欧拉函数之和就等于最大公约数。所以上面两个式子是等价的;
但是时间复杂度好像没有变化,那我们再变一下:
∑(i=1->n)∑(j=1->m)∑(d=1->min(i,j))[d | i][d | j] φ(d)=∑(d=1->min(n,m)) φ(d) ∑(i=1->n) ∑(j=1->m) [d | i][d | j] ;
这个变形应该没什么问题,只是一个交换律的应用;下面再来一次变形:
∑(d=1->min(n,m)) φ(d) ∑(i=1->n) ∑(j=1->m) [d | i][d | j] = ∑(d=1->min(n,m)) φ(d) [ n/d ] [ m/d ] ;
这个式子我来解释一下,很显然我们上一个式子中的∑(i=1->n) ∑(j=1->m) [d | i][d | j] 这一项 所求的就是在n和m中能够整除d的数的个数,,而这也就等于[ n/d ][ m/d ];([]是下取整符号)
那么我们对于欧拉函数线性预处理出来,然后计算即可;
代码如下:
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。
从题意可以得出一个式子:∑(i=1->n)∑(j=1->m) 2*(i,j)+1;的(i,j)意思是i,j的最大公约数,因为我们可以发现每个点与(0,0)之间相隔的点数即为该点横纵坐标的最大公约数,这也是很显然的,它们的公约数将这两个数分为相等的几份,而每增加一份就是一个新点,,举个例子:(8,4),它们的最大公约数是4,也就是说横纵坐标各可以分成相等的四份,(2,1),而每累加一次就是一个点的坐标,而该点显然在(8,4)和(0,0)之间;比如(2,1)是相隔的一个点,(4,2)是另一个点,(6,3)又是一个点。。。。。。所以说我们只要求出上面的那个式子即可;
现在让我们来看这个式子,时间复杂度是n^3的,很明显不可以,那么我们变形一下:
∑(i=1->n)∑(j=1->m) 2*(i,j)+1 =∑(i=1->n)∑(j=1->m)∑(d=1->min(i,j))[d | i][d | j] φ(d);
这个式子的正确性也是显然的,对于任意两个数,它们的公约数也是最大公约数的约数,而最大公约数的各因子的欧拉函数之和就等于最大公约数。所以上面两个式子是等价的;
但是时间复杂度好像没有变化,那我们再变一下:
∑(i=1->n)∑(j=1->m)∑(d=1->min(i,j))[d | i][d | j] φ(d)=∑(d=1->min(n,m)) φ(d) ∑(i=1->n) ∑(j=1->m) [d | i][d | j] ;
这个变形应该没什么问题,只是一个交换律的应用;下面再来一次变形:
∑(d=1->min(n,m)) φ(d) ∑(i=1->n) ∑(j=1->m) [d | i][d | j] = ∑(d=1->min(n,m)) φ(d) [ n/d ] [ m/d ] ;
这个式子我来解释一下,很显然我们上一个式子中的∑(i=1->n) ∑(j=1->m) [d | i][d | j] 这一项 所求的就是在n和m中能够整除d的数的个数,,而这也就等于[ n/d ][ m/d ];([]是下取整符号)
那么我们对于欧拉函数线性预处理出来,然后计算即可;
代码如下:
#include<cstdio> #include<iostream> #define N 1000010 using namespace std; int n,m,to,phi ,pri[10000]; long long ans; bool v ; void work() { phi[0]=phi[1]=phi[2]=1; for(long long i=2;i<=to;i++) { if(!v[i]) pri[++pri[0]]=i,phi[i]=i-1; for(long long j=1;j<=pri[0]&&i*pri[j]<=to;j++) { v[i*pri[j]]=true; if(i%pri[j]) phi[i*pri[j]]=phi[i]*(pri[j]-1); else { phi[i*pri[j]]=phi[i]*pri[j];break; } } } } int main () { scanf("%d%d",&n,&m);to=min(n,m);work(); for(int d=1;d<=to;d++) ans+=(long long) phi[d]*(n/d)*(m/d); ans=ans*2;ans-=(long long) m*n; printf("%I64d",ans); }
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