退役IV次后做题记录

退役IV次后做题记录


我啥都不会了。。。。

AGC023 D

如果所有的楼房都在\(S\)同一边可以直接得出答案。

否则考虑最左最右两边的票数,如果左边>=右边,那么最右边会投给左边,因为就算车往右开,只要没走到最左边,最后也要折回左边,所以不如先走完左边然后直接过来。左边<右边一样。

然后递归下去变成了一个子问题,可以看做一边的票数+=另一边,然后删除另一边。

AGC023 E

考虑枚举两个位置\(i,j\)计算这两个位置产生逆序对的排列数量。

如果\(A_i=A_j\)很好算,方案数都是对称的,就是总的排列数/2。

总的排列数计算方法:设\(C_i=\sum_{j=1}^n[A_j\ge i],sum=\Pi_{i=1}^n(C_i-n+i)\)

如果\(A_i<A_j\)也很好算,如果\(P_j\)\(>A_i\)的值显然没有贡献,所以将\(A_j\)强制设为\(A_i\)再算即可,变成上面的情况

因为减少了一个\(A\),所以会减少一段\(C\),也就是排列的数量会变,乘一个\(\Pi\frac{C_i-n+i-1}{C_i-n+i}\)

\(d_i=\frac{C_i-n+i-1}{C_i-n+i}\),也就是会乘一段\(d\),但是\(d\)\(0\)不能直接前缀鸡所以分段搞一下就行了。

如果\(A_i>A_j\)正难则反考虑用总方案-没有逆序对的方案数,这个就是将\(A_i\)强制设为\(A_j\)后总排列数/2,和上面一样,也是对\(d\)分段搞。

AGC023 F

先考虑有一堆序列,怎么拼成一段最优的序列,推推式子就知道答案是按照\(cnt_0/cnt_1\)从大到小选

然后搬到树上来,也是对的,就是每次选一个\(cnt_0/cnt_1\)最小的点,将这个点现在的序列合并到其父亲

(虽然感觉很玄学但却是就是对的。。。

loj2409

qwq多项式都不会打了qwq

计算\(F(x)=\sum x^if_i\)

\(=\sum_{i=1}^nx^i\sum_{j=1}^na_j^i\)
\(\sum_{j=1}^n\sum_{i=1}^nx^ia_j^i\)
\(\sum_{i=1}^n\frac{1}{1-a_ix}\)

然后这个可以分治通分跑了qwq但是常数很大qwq然后就神仙了qwq

\(\sum_{i=1}^n1-\frac{a_ix}{1-a_ix}\)
\(n-x\sum_{i=1}^n\frac{a_i}{1-a_ix}\)

我也不知道怎么就能看出来这里可以积分了qwq

\(n-x\sum_{i=1}^n(\ln(1-a_ix))'\)
\(n-x(\ln\Pi_{i=1}^n(1-a_ix))'\)

就可以较快地分治ntt做了qwq好牛批啊qwq

bzoj3462

首先\(S\)肯定是\(\Pi p_i\)的形式(\(p\)互不相同)

然后就变成了一个背包

\(n\)减去\(\sum p\),就变成了一个完全背包方案数

然后我发现我不会

这题还有一个性质就是\(p\)\(S\)约数所以很优秀

\(n=\sum p_ic_i,P_i=S/p_i\),将\(c_i\)拆成\(xP_i+y\)的形式,其中\(y<P_i\),那么实际上\(p_iP_ix\)就是\(S\)倍数了,后面的\(p_iy\)就小于\(S\)了于是可以枚举有多少个整的\(S\),分配给\(m\)个质数,剩下的做一个完全背包

#include<bits/stdc++.h>
#define mod 1000000007
typedef long long ll;
ll gi(){
	ll x=0,f=1;
	char ch=getchar();
	while(!isdigit(ch))f^=ch=='-',ch=getchar();
	while(isdigit(ch))x=x*10+ch-'0',ch=getchar();
	return f?x:-x;
}
int p[10],m,bag[14000010],_bag[14000010],inv[10],ifact;
int C(ll n,int m){
	int ret=ifact;
	for(int i=0;i<m;++i)ret=(n-i)%mod*ret%mod;
	return ret;
}
int Get(ll n,int m){return n?C(n+m-1,m-1):1;}
int main(){
#ifdef XZZSB
	freopen("in.in","r",stdin);
	freopen("out.out","w",stdout);
#endif
	int S=gi(),q=gi();
	for(int i=2,s=S;i<=s;++i)
		if(s%i==0){
			s/=i;p[++m]=i;
			if(s%i==0){while(q--)puts("0");return 0;}
		}
	int N=m*S,sum=0;
	bag[0]=1;
	for(int _=1,x;_<=m;++_){
		x=p[_];sum+=x;
		memcpy(_bag,bag,sizeof bag);
		for(int i=1;i<=x;++i){
			for(int j=i,sum=i==x;j<=N;j+=x){
				if(j-S>=0)sum=(sum-_bag[j-S]+mod)%mod;
				bag[j]=(bag[j]+sum)%mod;
				sum=bag[j];
			}
		}
	}
	inv[1]=1;for(int i=2;i<=m;++i)inv[i]=mod-1ll*inv[mod%i]*(mod/i)%mod;
	ifact=1;for(int i=2;i<m;++i)ifact=1ll*ifact*inv[i]%mod;
	while(q--){
		ll n=gi();int ans=0;if(n<sum){puts("0");continue;}
		n-=sum;
		for(int i=0,lim=std::min(n/S,m-1ll);i<=lim;++i)
			ans=(ans+1ll*Get(n/S-i,m)*bag[n%S+S*i])%mod;
		printf("%d\n",ans);
	}
	return 0;
}

bzoj3481

枚举一个数\(x\),要求满足\(xy\equiv Q(\mod P)\)\(y\)数量

也就是满足\(Ax+Py=Q\)\(x\)数量

根据exgcd的理论,首先当\(Q\)\(\gcd(A,P)\)倍数时才有解,然后每隔\(P/\gcd(A,P)\)会出现一个\(x\),也就是\([0,P)\)中解的数量就是\(\gcd(A,P)\)

答案就是\(\sum_{i=0}^{P-1}\gcd(i,P)[\gcd(i,P)|Q]\)

再推推就是\(\sum_{d|P,d|Q}^{P-1}d\cdot\varphi(\frac Pd)\)

然后用pr分解一下。。。(pr都不会写了kk)

#include<bits/stdc++.h>
typedef long long ll;
#define mod 1000000007
ll gi(){
    ll x=0,f=1;
    char ch=getchar();
    while(!isdigit(ch))f^=ch=='-',ch=getchar();
    while(isdigit(ch))x=x*10+ch-'0',ch=getchar();
    return f?x:-x;
}
ll mul(ll x,ll y,ll mo){
    ll r=x*y-(ll)((long double)x/mo*y)*mo;
    return(r%mo+mo)%mo;
}
ll pow(ll x,ll y,ll mo){
    ll ret=1;
    while(y){
        if(y&1)ret=mul(ret,x,mo);
        x=mul(x,x,mo);y>>=1;
    }
    return ret;
}
bool MR(ll x){
    static int pr[]={2,3,5,61,23333,19260817};
    if(x==1)return 0;
    for(int i=0;i<6;++i)if(x==pr[i])return 1;
    int t=0;
    ll _=x-1;
    while(~_&1)_>>=1,++t;
    for(int i=0;i<6;++i){
        ll s=pow(pr[i],_,x);
        if(s==1||s==x-1)continue;
        int T=t;
        while(T--){
            s=mul(s,s,x);
            if(s==x-1)break;
        }
        if(T==-1)return 0;
    }
    return 1;
}
int PRC;ll PRX;
ll f(ll y){return(mul(y,y,PRX)+PRC)%PRX;};
ll PR(ll x){
    if(~x&1)return 2;
    PRX=x;
    PRC=rand()%(x-1)+1;
    ll a=rand()%x,b=a;
    int i=1,s=2;
    for(;;){
        ll y=std::__gcd(llabs(b-a),x);
        if(y>1&&y<x)return y;
        a=f(a);
        if(a==b)return 1;
        if(++i==s)b=a,s<<=1;
    }
}
int iP[10010],pE[10010],qE[10010],m,xP[10010];
std::map<ll,int>M;
void fact(ll x,int*E){
    if(x==1)return;
    if(MR(x)){if(!M.count(x))M[x]=++m,xP[m]=x%mod;++E[M[x]];return;}
    ll y;while(y=PR(x),y==1);
    fact(y,E),fact(x/y,E);
}
int ans;
int main(){
#ifdef XZZSB
    freopen("in.in","r",stdin);
    freopen("out.out","w",stdout);
#endif
    srand(19260817);
    int n=gi();
    int P=1,Q=1;ll x;
    for(int i=1;i<=n;++i)x=gi(),P=x%mod*P%mod,fact(x,pE);
    for(int i=1;i<=n;++i){
        x=gi();
        if(!x){
            memcpy(qE,pE,sizeof pE);
            break;
        }
        Q=x%mod*Q%mod,fact(x,qE);
    }
    for(int i=1;i<=m;++i)iP[i]=pow(xP[i],mod-2,mod);
    for(int i=1;i<=m;++i)qE[i]=std::min(qE[i],pE[i]);
    ans=P;
    for(int i=1;i<=m;++i)ans=1ll*ans*((pE[i]==qE[i])+1ll*(qE[i]+1-(pE[i]==qE[i]))*(xP[i]-1)%mod*iP[i]%mod)%mod;
    printf("%d\n",ans);
    return 0;
}

bzoj3512

\(\sum_{i=1}^n\sum_{j=1}^m\varphi(ij)\)

\(=\sum_{i=1}^n\sum_{j=1}^m\varphi(i)\varphi(j)f(\gcd(i,j))\)

这里\(f(x)=\frac{x}{\varphi(x)}\)

用一些套路的推法,\(=\sum_{i=1}^n\varphi(i)\sum_{d|i}f(d)\sum_{j=1}^m\varphi(j)[\gcd(i,j)=d]\)

构造\(g(x)\)使得\(\sum_{d|n}g(d)=f(n)\)(n在1e5范围所以直接减就行了)

\(=\sum_{i=1}^n\varphi(i)\sum_{d|i}g(d)\sum_{d|j}^m\varphi(j)\)

\(=\sum_{d=1}^ng(d)\left(\sum_{d|i}^n\varphi(i)\right)\left(\sum_{d|j}^m\varphi(j)\right)\)

然后这个形式就很优秀了,现在要求\(\sum_{d|x}^n\varphi(x)\)

怎么求呢?我不会。。。然后瞎b推

\(=\varphi(d)\sum_{i=1}^{n/d}\varphi(i)f(\gcd(i,d))\)

\(=\varphi(d)\sum_{j|d}^{n/d}f(j)\left(\sum_{j|i}^{n/d}\varphi(i)\right)\)

然后后面这部分怎么又是这个形式了。。就写个递归

然后跑的飞快???

#include<bits/stdc++.h>
typedef long long ll;
#define mod 1000000007
ll gi(){
	ll x=0,f=1;
	char ch=getchar();
	while(!isdigit(ch))f^=ch=='-',ch=getchar();
	while(isdigit(ch))x=x*10+ch-'0',ch=getchar();
	return f?x:-x;
}
int pow(int x,int y){
	int ret=1;
	while(y){
		if(y&1)ret=1ll*ret*x%mod;
		x=1ll*x*x%mod;y>>=1;
	}
	return ret;
}
const int N=5000000;
int pr[N+10],phi[N+10],sphi[N+10],P,s[N+10];
bool yes[N+10];
int Phi(int x){
	if(x<=N)return sphi[x];
	int ret=1ll*x*(x+1)/2%mod;
	for(int l=2,r;l<=x;l=r+1)r=x/(x/l),ret=(ret-1ll*Phi(x/l)*(r-l+1)%mod+mod)%mod;
	return ret;
}
int dPhi(int x,int n){//\sum_{x|i}^n\varphi(x)
	if(x==1)return Phi(n);
	if(n<x)return 0;
	int ret=0;
	for(int i=1;i*i<=x;++i)
		if(x%i==0){
			ret=(ret+1ll*s[i]*dPhi(i,n/x))%mod;
			if(i*i<x)ret=(ret+1ll*s[x/i]*dPhi(x/i,n/x))%mod;
		}
	return 1ll*ret*phi[x]%mod;
}
int main(){
#ifdef XZZSB
	freopen("in.in","r",stdin);
	freopen("out.out","w",stdout);
#endif
	int n=gi(),m=gi();
	for(int i=2;i<=N;++i){
		if(!yes[i])pr[++P]=i,phi[i]=i-1;
		for(int j=1;j<=P&&i*pr[j]<=N;++j){
			yes[i*pr[j]]=1;
			if(i%pr[j]==0){
				phi[i*pr[j]]=phi[i]*pr[j];
				break;
			}
			phi[i*pr[j]]=phi[i]*(pr[j]-1);
		}
	}
	phi[1]=1;
	for(int i=1;i<=n;++i)s[i]=1ll*i*pow(phi[i],mod-2)%mod;
	for(int i=2;i<=n;++i){
		for(int j=1;j*j<=i;++j)
			if(i%j==0){
				s[i]=(s[i]-s[j]+mod)%mod;
				if(j!=1&&j*j!=i)s[i]=(s[i]-s[i/j]+mod)%mod;
			}
	}
	for(int i=1;i<=N;++i)sphi[i]=(phi[i]+sphi[i-1])%mod;
	int ans=0;
	for(int i=1;i<=n;++i)ans=(ans+1ll*s[i]*dPhi(i,n)%mod*dPhi(i,m))%mod;
	printf("%d\n",ans);
	return 0;
}

bzoj3560

显然可以质因子分开算,然后直接算就行了= =

#include<bits/stdc++.h>
typedef long long ll;
#define mod 1000000007
ll gi(){
	ll x=0,f=1;
	char ch=getchar();
	while(!isdigit(ch))f^=ch=='-',ch=getchar();
	while(isdigit(ch))x=x*10+ch-'0',ch=getchar();
	return f?x:-x;
}
int pr[666010],P,d[10000010],pd[10000010],sd[10000010];
std::vector<int>vec[666010];
bool yes[10000010];
int pp[100];
int main(){
#ifdef XZZSB
	freopen("in.in","r",stdin);
	freopen("out.out","w",stdout);
#endif
	int n=gi(),N=10000000;
	for(int i=2;i<=N;++i){
		if(!yes[i])pr[++P]=i,pd[i]=i,d[i]=P,sd[i]=1;
		for(int j=1;j<=P&&i*pr[j]<=N;++j){
			yes[i*pr[j]]=1;d[i*pr[j]]=j;
			if(i%pr[j]==0){
				pd[i*pr[j]]=pd[i]*pr[j];
				sd[i*pr[j]]=sd[i]+1;
				break;
			}
			pd[i*pr[j]]=pr[j];
			sd[i*pr[j]]=1;
		}
	}
	for(int i=1,x;i<=n;++i){
		x=gi();
		while(x>1)vec[d[x]].push_back(sd[x]),x/=pd[x];
	}
	int ans=1;
	for(int i=1;i<=P;++i){
		if(vec[i].empty())continue;
		int k=1,y=pr[i];
		pp[0]=1;pp[1]=y;
		while(1ll*pp[k]*y<=N)pp[k+1]=pp[k]*y,++k;
		for(int j=1;j<=k;++j)pp[j]=(pp[j]+pp[j-1])%mod;
		int res=0;
		for(int j=0,x;j<vec[i].size();++j){
			x=vec[i][j];
			res=(1ll*res*pp[x]+pp[x-1]*(y-1))%mod;
		}
		ans=1ll*ans*(res+1)%mod;
	}
	printf("%d\n",ans);
	return 0;
}
posted @ 2019-12-05 11:30  菜狗xzz  阅读(416)  评论(0编辑  收藏  举报