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考虑先建出后缀自动机。

后缀自动机一个常用性质：每个状态表示所有字符串的 $\operatorname{Endpos}$ 集合完全相等，也就是出现次数完全相等。另外一个结论，每个状态表示的所有字符串，一定是其字符串中最短和最长字符串之间。即对于构建自动机的 $len_i$，即每个状态中所有字符串最长的长度，一定有 $i$ 对应的字符串是 $[len_{fa_i}+1, len_i]$，即如果最长是 apbccdd，最短是 cdd，那么 ccdd，bccdd 和 pbccdd 都属于这个状态中。

于是我们构造自动机后，从 $fa_i$ 向 $i$ 连边之后 DFS，可以求出每个状态的 $\operatorname{Endpos}$ 集合大小，即共同的出现次数，设为 $f_i$。接着只需要求 $[len_{fa_i}+1, len_i]$ 中有多少个数是 $f_i$ 的因数。容易发现可以预处理因数然后二分。

#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <algorithm>
#include <vector>
#include <string>
using namespace std;

const int N = 2e6 + 5;

string s;
long long f[N];
int tot = 1, last = 1;
vector<int> G[N], kk[N];

struct Node
{
	int fa, len, son[26];
}g[N];

void extend(int c)
{
	int p = last;
	int np = last = ++tot;
	g[np].len = g[p].len + 1;
	f[np] = 1LL;
	for (; p && g[p].son[c] == 0; p = g[p].fa) g[p].son[c] = np;
	if (!p) g[np].fa = 1;
	else
	{
		int q = g[p].son[c];
		if (g[q].len == g[p].len + 1) g[np].fa = q;
		else
		{
			int nq = ++tot;
			g[nq] = g[q];
			g[nq].len = g[p].len + 1;
			g[q].fa = g[np].fa = nq;
			for (; p && g[p].son[c] == q; p = g[p].fa) g[p].son[c] = nq;
		}
	}
}

void dfs(int u)
{
	for (int j : G[u])
	{
		dfs(j);
		f[u] += f[j];
	}
}

int main()
{
	ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(nullptr), cout.tie(nullptr);
	for (long long i = 1; i <= (long long)1e6; i++)
	{
		for (long long j = i; j <= (long long)1e6; j += i)
		{
			kk[j].emplace_back(i);
		}
	}
	long long ans = 0;
	cin >> s >> s;
	for (char i : s) extend(i - 'a');
	for (int i = 2; i <= tot; i++) G[g[i].fa].emplace_back(i);
	dfs(1);
	for (int i = 2; i <= tot; i++)
	{
		int l = g[g[i].fa].len + 1, r = g[i].len; // 长度
		long long k = f[i]; // 次数
		long long cnt = upper_bound(kk[k].begin(), kk[k].end(), r) - lower_bound(kk[k].begin(), kk[k].end(), l);
		ans += cnt * k;
	}
	cout << ans << "\n";
	return 0;
}