2017多校训练赛第二场 HDU 6053 TrickGCD（容斥原理/莫比乌斯反演）

TrickGCD

[b]Time Limit: 5000/2500 MS (Java/Others)    Memory Limit: 262144/262144 K (Java/Others)

Total Submission(s): 142    Accepted Submission(s): 48[/b]

Problem Description
You are given an array A
, and Zhu wants to know there are how many different array
B
satisfy the following conditions?

* 1≤Bi≤Ai

* For each pair( l , r ) (1≤l≤r≤n)
, gcd(bl,bl+1...br)≥2

Input
The first line is an integer T(1≤T≤10)
describe the number of test cases.

Each test case begins with an integer number n describe the size of array
A.

Then a line contains n
numbers describe each element of A

You can assume that 1≤n,Ai≤105

Output
For the kth
test case , first output "Case #k: " , then output an integer as answer in a single line . because the answer may be large , so you are only need to output answermod109+7

Sample Input

1
4
4 4 4 4

Sample Output

Case #1: 17

Source
2017 Multi-University Training Contest - Team 2

        最后五分钟A了这题……惊天地泣鬼神啊……一波三折，真是刺激！

        最初的想法，由于gcd是大于2的，然后gcd肯定只和质数有关，所以直接枚举，以每一个质数作为gcd，然后分别求出每个质数作为gcd的方案数加起来即可，然后对于每一位，用a[i]/gcd，就可以得到该位置的可选方案数，然后每位乘起来即可。可是事实并没有那么简单，很容易发现，计算完质数2、3的方案数后，所有6的倍数的方案都被重复计算了一次，类似的重复还有很多。怎么解决这个问题呢？

        第一种想法就是，对于重复计算的，把它减去就行了。但是如何确定那些重复了呢？进一步我们发现，以质数2、3、5、7为例，6、10、14、15、21、35都被重复计算了一次，然后我们就要减去一次，但是减去的时候又发现30原本被计算了3次，现在又减去了2次……类似的情况难以统计，无法确定哪些数字重复统计了，因为在容斥一些元素后会对另外一些元素的计算次数产生影响。

        就这样挣扎了快四十分钟后，终于决定抛弃质数了。对于gcd，我枚举所有的数字，并且记录一个v数组，v[i]表示i的倍数被计算过多少次。从2开始枚举gcd，对于一个可能的gcd i，如果之前已经计算过1次，那么我们不用再计算；如果计算过v[i]次，那么我们就要对它相应的计算1-v[i]次。这样子的话就可以解决重复计算的问题。那么具体来说，如何统计它的倍数的方案数呢？我们设置一个s数组，s[i]表示an中，小于等于i的an的个数，这样子我们以统计gcd为3的时候为例，当循环到第一个倍数3时，方案数*1^(s[5]-s[3]),当到6时，方案数*2^(s[8]-s[6])，当循环到3*n时，方案数*2^(s[3*n+n-1]-s[3*n])。然后可能s[3*n+n-1]-s[3*n]表较大，所以用上快速幂。如此一来，每个gcd循环次数是n/gcd，求和之后就可以均摊地在O(log(N))的时间内求得每一个gcd的方案数。那么加上枚举gcd，总的时间复杂度就是O(NlogN)。

        其实呢，这种方法并不是正解，只是容斥原理的一种运用。后来看了题解发现，应该用莫比乌斯反演，然后我那个v数组其实和莫比乌斯反演中的g数组类似。所以可以说是当场YY出了个莫比乌斯反演？

        关于这个，我事后再补充一下，当我们把v数组减一输出后，我们会发现，v[i]恰好对应莫比乌斯函数的μ(i)。所以说，v数组本质可以说是莫比乌斯函数~上图看真相……



        好了，不得瑟了。具体见代码（现场代码，略丑勿喷）：

#include<bits/stdc++.h>
#define mod 1000000007
#define LL long long
#define N 100100
using namespace std;

int a
,s[N<<1],n,m;
int v
;

LL fastpow(LL x,int n)						//快速幂
{
LL ret=1;
if (n<=0) return 1;
while (n)
{
if (n&1) ret=ret*x%mod;
x=x*x%mod; n>>=1;
}
return ret;
}

int main()
{
m=0;
int T_T;int T;
scanf("%d",&T_T);T=T_T;
while(T_T--)
{
scanf("%d",&n);
memset(v,0,sizeof(v));
memset(s,0,sizeof(s));
for(int i=1;i<=n;i++)
{
scanf("%d",&a[i]);
s[a[i]]++;
}
sort(a+1,a+1+n);
for(int i=1;i<=200000;i++) s[i]+=s[i-1];
LL ans=0;
for(int i=2;i<=a[1];i++)					//枚举gcd
{
if (v[i]!=1)						//如果恰好计算了一次，则不用再计算
{
int d=1-v[i];						//每次求d次方案数
LL pans=1; int pre=1,pp=a
/i;
for(int k=1;k<=pp;k++)
{
int x=k*i;
v[x]+=d;						//倍数计算次数增加d次
pans=pans*fastpow(k,s[x+i-1]-s[pre-1]);		//计算部分的方案书p ans
if (pans>=mod) pans%=mod;
pre=x+i;
}
ans=ans+pans*d;						//对答案的贡献也要乘上d
ans=(ans%mod+mod)%mod;
}
}
printf("Case #%d: %I64d\n",T-T_T,ans);
}
return 0;
}