[HAOI2011] 问题B

  莫比乌斯反演+容斥原理。

  首先对于m,n,设 f( k,m,n ) 为满足 1<=x<=m,1<=y<=n 且 gcd( x,y ) == k 的数对个数。

  那么对因每一个询问 ans = f( k,b,d ) - f( k,a-1,d ) - f( k,b,c-1 ) + f( k,a-1,c-1 ) 。

  现在考虑如何求 f( k,m,n )。

  在我们的每一次计算中m,n是确定的,因此我们直接设 f[k] 表示在给定范围中满足条件的数对个数。

  往莫反的形式上靠。

  设 F(k) 表示满足 gcd( x,y ) 为 k 的倍数的数对 ( x,y ) 的个数,而 F(k) = ( m/k ) * ( n/k )。

  则                     F(k) = Σ f(d)    { d|k }

  反演得到           f(k) = Σ u( d/k ) * F( k )    { k|d } (下同)

                           f(k) = Σ u( d/k ) * ( m/k ) * ( n/k )

  设                     T = d/k

  则                     f(k) = Σ u( T ) * ( m/( d/T ) ) * ( n/( d/T ) )

  这样我们就可以考虑枚举 T 了。

  但是在特殊情况下依然效率依然不高。

  而注意到,m/x 只有根号级的取值,n/x 同样,所以 m/x * n/x 的取值是根号级别的。

  也就是说对于一段连续的 T ,上式后半部分的取值是相同的,所以我们可以预处理出莫反函数的前缀和,提公因式直接求出这一段的值,单次计算的时间复杂度优化到根号级,足以应对数据规模。

  现在剩下的一个小问题就是如何求出那一段相同的 m/x * n/x 的起终位置。

  方便起见只举例 m/x。

  设 k = m/x ,且 x 是最小的使得除 m 的值为 k 的整数,那么最大的使除 m 为 k 的整数就是 m/k 。

  可以自己举几个例子看看。

 

// q.c
// 我就知道一定会写挂筛~~~

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<cstring>
#include<cmath>
using namespace std;
typedef long long LL;
const int M=50000;
int cnt,prime[M+10],mu[M+10],s[M+10];
bool vis[M+10];
void prepare() {
	mu[1]=1;
	for(int i=2;i<=M;i++) {
		if(!vis[i]) {
			prime[++cnt]=i;
			mu[i]=-1;
		}
		for(int j=1;j<=cnt&&i*prime[j]<=M;j++) {
			vis[i*prime[j]]=true;
			if(i%prime[j]) mu[i*prime[j]]=-mu[i]; // 又是这里挂了...
			else { mu[i*prime[j]]=0; break; }
		}
	}
	for(int i=1;i<=M;i++) s[i]=s[i-1]+mu[i];
}
LL cal(int n,int m,int k) {
	LL ans=0; int last=1,x=0,y=0;
	n/=k,m/=k; 
	for(int i=1;;i=last+1) {
		x=n/i,y=m/i;
		if(!x||!y) break;
		last=min(n/x,m/y);
		ans+=(LL)(s[last]-s[i-1])*x*y;
	}
	return ans;
}
LL solve(int a,int b,int c,int d,int k) {
	LL A=cal(b,d,k);
	LL B=cal(a-1,d,k);
	LL C=cal(b,c-1,k);
	LL D=cal(a-1,c-1,k);
	return A-B-C+D;
}
int main() {
	freopen("b.in","r",stdin);
	freopen("b.out","w",stdout);
	prepare();
	int n,a,b,c,d,k;
	scanf("%d",&n);
	for(int i=1;i<=n;i++) {
		scanf("%d%d%d%d%d",&a,&b,&c,&d,&k);
		printf("%lld\n",solve(a,b,c,d,k));
	}
	return 0;
}

 

转载于:https://www.cnblogs.com/qjs12/p/8847868.html

### 关于 HAOI2009 巧克力问题的分析 HAOI2009 的巧克力问题是经典的图论与动态规划相结合的一类题目。以下是对此问题的具体解析。 #### 图论部分 对于给定的一个棋盘状网格中的黑白点分布情况,可以通过构建连通块来解决该问题。如果每个极大连通块内的黑点数量均为偶数,则此问题一定有解[^1]。这是因为可以将这些黑点两两配对,并通过反转它们之间的路径上所有边的颜色状态,从而实现仅改变这两个黑点颜色的效果。这一过程能够逐步减少黑点的数量直至全部转化为白点。 然而,当某个连通块内部含有奇数个黑点时,就无法找到一种方法使所有节点变成白色。这是因为在任何合法的操作序列下,总会有至少一个孤立未被消除掉的黑点残留下来。 #### 动态规划应用 另一方面,在处理涉及总数统计或者满足特定条件下的排列组合数目等问题时,通常会采用动态规划策略。正如另一道题目的提示那样,“找出其所有的加等式的个数”,这里适合使用计数型 DP 来追踪不同数值构成的可能性及其频率变化规律[^2]。这种技术同样适用于计算从初始状态到达目标全白状态所需的有效转换次数或方式种类。 下面给出一段基于上述理论框架设计出来的伪代码表示如何利用 BFS 或 DFS 寻找并验证各独立子区域是否符合条件: ```python def solve_chocolate(grid): from collections import deque n, m = len(grid), len(grid[0]) visited = [[False]*m for _ in range(n)] directions = [(0,1),(1,0),(-1,0),(0,-1)] def bfs(x,y): queue = deque([(x,y)]) count_black = int(grid[x][y]=='B') while queue: cx,cy = queue.popleft() for dx,dy in directions: nx,ny=cx+dx,cy+dy if 0<=nx<n and 0<=ny<m \ and not visited[nx][ny]: if grid[nx][ny]!='W': count_black +=1 visited[nx][ny]=True queue.append((nx,ny)) return count_black %2==0 result=True for i in range(n): for j in range(m): if not visited[i][j] and grid[i][j]!='W': visited[i][j]=True if not bfs(i,j): result=False return 'YES'if result else 'NO' ``` 以上程序片段展示了怎样遍历整个二维数组去检测是否存在违反规定的情况——即任意一块连接区域内黑色单元格数目为奇数的情形发生。如果有这样的区块存在,则返回 NO;反之则确认可行方案的存在性并输出 YES。
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