线性筛与莫比乌斯反演

线性筛与莫比乌斯反演

线性筛与莫比乌斯反演

和上篇文章一样，一直没有研究这个东西，结果又考了GG……TAT
下定决心学一学，搞好这个东西。

线性筛

筛质数有很多方法，好像很厉害的有洲阁筛 $O(\frac{n^{\frac{3}{4}}}{\log n})$ 、杜教筛 $O(n^{\frac{2}{3}})$ （~~然而我都不会QAQ~~）(其实这些不是用来筛素数的2333 用来筛积性函数前缀和的 $Update \ 2018 \cdot 4 \cdot 9$ )，还有暴力筛（就是枚举一个数的倍数）复杂度是 $O(n \ln n)$ 的。
我只学了比较简单而且实用的线性筛法。
这种筛法是避免一个数被重复筛几遍，所以效率均摊下来可以达到线性。(网上有证明)

代码

const int N = 100000;
bool is_prime[N+100];
int prime[N], cnt = 0;
void find_prime() {
    Set(is_prime, true);
    is_prime[0] = is_prime[1] = false;
    For(i, 2, N) {
        if (is_prime[i]) prime[++cnt] = i;
	For(j, 1, cnt) {
		if (i * prime[j] > N) break;
		is_prime[i * prime[j]] = false;
		if (i % prime[j] == 0) break; //here
	}
    }
}

讲解

这个代码有一个关键点就是上面的 $here$ 这个意义就是对于一个合数 $m$ 可以分解为 $m=p_1^{r_1}*...*p_n^{r_n}$ 其中
$p_i$ 为质数，那么我们筛 $m$ 的时候之前把 $p_1$ 筛掉了，所以在枚举 $i$ 的时候。

如果 $i$ 为素数没问题，直接向后继续推（因为筛出的质数都类似 $m=p_1*p_2$ 的形式，所以不可能重复）。
如果为合数，那么 $i$ 可以分解成 $i={p_1}^{r_1}*...*{p_n}^{r_n}$ 形式其中 $p_1-p_n$ 是递增的，
那么 $p_1$ 是最小的那个质数。 $i \bmod p_1 = 0$ 的时候，就不用继续枚举了，所以我们就只能筛出不大于 $p_1$ 的质数 $*i$ 。

复杂度好像是线性的（ $O(n)$ ），我不太会证复杂度。。

莫比乌斯反演

莫比乌斯反演很多时候都能大大简化运算……

定理

和是定义在非负整数集合上的两个函数，并且满足条件 $F(n)=\sum \limits \limits _{d|n}{f(d)}$ 。那么我们就能得到结论：

f (n) = \sum_{d | n} μ (d) F (\frac{n}{d})

$f(n)=\sum_{d|n}\mu(d)F(\frac{n}{d})$

在上面的公式中有一个 $\mu(d)$ 函数（莫比乌斯函数），它的定义如下：

若 $d=1$ ,那么 $\mu(d)=1$
若 $d=p_1p_2...p_k$ ， $p_i$ 均为互异质数，那么 $\mu(d)=(-1)^{k}$ 。这个我的理解就是 $d$ 的质因数个数为偶数的话，那么 $\mu(d)=1$ 否则为 $-1$ 。
其他情况下 $\mu(d)=0$ 这个就是对上面那条的拓展了，就是指的 $d$ 没有一个平方因子，或者说没有一个质因子的次数大于 $1$ 。

代码

const int N = 100100;
bool is_prime[N+100];
int mu[N+100] = {0, 1}, cnt = 0, prime[N+100];
void init() {
	Set(is_prime, true);
	is_prime[1] = false;
	For (i, 2, N) {
		if (is_prime[i]) {
			prime[++cnt] = i;
			mu[i] = -1; //质数的质因子个数肯定为奇数个就是1
		}
		For (j, 1, cnt) {
			if (i * prime[j] > N) break;
			is_prime[i * prime[j]] = false;
			if (i % prime[j]) mu[i * prime[j]] = -mu[i]; //多了一个质因子直接变为原来结果的相反数
			else {
				mu[i * prime[j]] = 0; //这个将要被筛的数至少具有两个prime[j]的因子
				break;
			}
		}
	}
}

常见的定理

然后还要提一下的就是一些常见的定理，证明嘛……

一般都是先分解质因数，然后再根据组合数性质去算，比如第一个。

要么就是对于一些常见的反演格式进行反演，比如第二个。

\sum_{d | n} μ (d) = [n = 1]

$\sum _{d|n} \mu(d)=[n=1]$

\sum_{d | n} \frac{μ (d)}{d} = \frac{φ (n)}{n}

$\sum _{d|n} \frac{\mu(d)}{d}=\frac{\varphi(n)}{n}$

莫比乌斯反演的证明

证明：

\begin{aligned} \sum_{d | n} μ (d) F (\frac{n}{d}) & = \sum_{d | n} μ (d) \sum_{d^{'} | \frac{n}{d}} f (d^{'}) \\ = \sum_{d^{'} | n} f (d^{'}) \sum_{d | \frac{n}{d^{'}}} μ (d) \\ = f (n) \end{aligned}

$\begin{aligned} \sum_{d|n}\mu(d)F(\frac{n}{d})&=\sum_{d|n}\mu(d)\sum \limits_{d'|\frac{n}{d}}f(d')\\ &=\sum_{d'|n}f(d')\sum_{d|\frac{n}{d'}}\mu(d)\\&=f(n) \end{aligned}$

Q.E.D

一些例题（难题）

Luogu 【P1829】[国家集训队]Crash的数字表格

题意

\sum_{i = 1}^{n} \sum_{i = 1}^{m} l c m (i, j) (n, m \leq 10^{7})

$\sum_{i=1}^{n} \sum_{i=1}^{m} \mathrm{lcm}(i,j) \ (n,m \le 10^7)$

题解

一个莫比乌斯反演然后化式子。

\begin{aligned} a n s & = \sum_{i = 1}^{n} \sum_{i = 1}^{m} l c m (i, j) \\ = \sum_{i = 1}^{n} \sum_{i = 1}^{m} \frac{i j}{gcd (i, j)} \\ = \sum_{d = 1}^{m i n (n, m)} d \sum_{i = 1}^{⌊ \frac{n}{d} ⌋} \sum_{j = 1}^{⌊ \frac{m}{d} ⌋} i j [gcd (i, j) = 1] \end{aligned}

$\begin{aligned} ans &= \sum _{i=1}^{n} \sum _{i=1}^{m} \mathrm{lcm}(i,j)\\ &= \sum _{i=1}^{n} \sum _{i=1}^{m} \frac{ij}{\gcd(i,j)}\\ &= \sum _{d=1}^{min(n,m)} d \sum _{i=1}^{\lfloor \frac{n}{d} \rfloor} \sum _{j=1}^{\lfloor \frac{m}{d} \rfloor} ij \ [\gcd(i,j)=1]\\ \end{aligned}$

这个就是一个更换枚举相的操作了，是个套路。你先枚举所有可能的 $\gcd$ 再计算这种 $\gcd$ 的贡献。

比如前面的那个 $d$ 就是我们枚举的 $\gcd$ ，后面所有可能的数对，就是在 $\lfloor \frac{n}{d} \rfloor$ 和 $\lfloor \frac{m}{d} \rfloor$ 中的所有互质的数对的乘积在乘上 $d$ 。

这个可以简单理解一下，就是两个数分别除以他们的最大公因数，然后两个数肯定是互质的。
但其对于答案的贡献就多除以了一个 $d$ ，所以要乘回来。

\begin{aligned} a n s = \sum_{d = 1}^{min (n, m)} d \sum_{i = 1}^{⌊ \frac{n}{d} ⌋} \sum_{j = 1}^{⌊ \frac{m}{d} ⌋} \sum_{x | gcd (i, j)} μ (x) * i * j \end{aligned}

$\begin{aligned} ans =\sum_ {d=1}^{\min(n,m)} d \sum_{i=1}^{\lfloor \frac{n}{d} \rfloor} \sum_{j=1}^{\lfloor \frac{m}{d} \rfloor} \sum_{x|\gcd(i,j)}\mu(x) * i * j \end{aligned}$

这个就是运用了前面的公式 $\sum \limits _{d|n} \mu(d)=[n=1]$ 来替代了 $[gcd(i,j)=1]$ 的条件。（这个就是套路了）

然后我们继续推：

\begin{aligned} a n s & = \sum_{d = 1}^{min (n, m)} d \sum_{x = 1}^{m i n (⌊ \frac{n}{d} ⌋, ⌊ \frac{m}{d} ⌋)} μ (x) x^{2} \sum_{i = 1}^{⌊ \frac{n}{d x} ⌋} i \sum_{j = 1}^{⌊ \frac{m}{d x} ⌋} j \end{aligned}

$\begin{aligned} ans &=\sum_{d=1}^{\min(n,m)} d \sum_{x=1}^{min(\lfloor \frac{n}{d} \rfloor,\lfloor \frac{m}{d} \rfloor)}\mu(x) \ x^2 \sum_{i=1}^{\lfloor \frac{n}{dx} \rfloor} i \sum_{j=1}^{\lfloor \frac{m}{dx} \rfloor} j \end{aligned}$

这个也是套路，把 $x$ 提前了。就是改成了枚举 $x$ 看看它的对于答案的贡献是多少。

很容易发现，就是在 $[1,\lfloor \frac{n}{dx} \rfloor]$ 中的所有数乘上 $x$

就是原来可行的 $i$ 。然后我们就可以根据这个来优化了。

前面那两个 $\sum \limits$ 就是 $O(n \ln \ n)$ （令 $n=\min(n,m)$ ）的复杂度。（就是调和级数 $H(n) = \sum_{i=1}^{n} \frac{n}{i}$ ）。后面的那两个，直接用等差数列求和公式 $O(1)$ 算。

但这个仍然过不去...（ $O(1.66*10^8)$ ， $\bmod$ 的常数还很大）所以就需要来用套路的整除分块了。
就是把后面两个 $\sum \limits$ 很多一样答案的地方一起处理掉，所以对于那个 $\mu(x) \ x^2$ 还要记一个前缀和。

总复杂度 $O(\sum \limits _{i=1}^{n} \sqrt{\frac{n}{i}})=O(pass)$ 这个我也不会算。。会算的大佬私聊啊23333

代码

#include <bits/stdc++.h>
#define For(i, l, r) for (int i = (l), _end_ = (int)(r); i <= _end_; ++i)
#define Fordown(i, r, l) for (int i = (r), _end_ = (int)(l); i >= _end_; --i)
#define Set(a, v) memset(a, v, sizeof(a))
using namespace std;

bool chkmin(int &a, int b) { return b < a ? a = b, 1 : 0; }
bool chkmax(int &a, int b) { return b > a ? a = b, 1 : 0; }

void File() {
#ifdef zjp_shadow
    freopen("P2154.in", "r", stdin);
    freopen("P2154.out", "w", stdout);
#endif
}

typedef long long ll;
ll n, m;
const int N = 1e7 + 1e3;
const ll Mod = 20101009, inv2 = (Mod + 1) / 2;
bool is_prime[N];
int mu[N], prime[N], cnt;
ll sum[N];

inline void add(ll &x, ll y) {
    x = ((x + y) % Mod + Mod) % Mod;
}

void Get_Mu(int maxn) {
    int res;
    Set(is_prime, true);
    is_prime[0] = is_prime[1] = false;
    mu[1] = 1;
    For(i, 2, maxn) {
        if (is_prime[i])
            prime[++cnt] = i, mu[i] = -1;
        For(j, 1, cnt) {
            if ((res = i * prime[j]) > maxn) break;
            is_prime[res] = false;
            if (i % prime[j]) mu[res] = -mu[i];
            else { mu[res] = 0; break; }
        }
    }
    For(i, 1, maxn) add(sum[i], sum[i - 1] + (ll)mu[i] * i * i % Mod);
}

inline ll fsum(ll x) { return x * (1 + x) % Mod * inv2 % Mod; }

int main() {
    File();
    cin >> n >> m;
    Get_Mu(min(n, m));
    ll ans = 0;
    For(d, 1, min(n, m)) {
        int n_ = n / d, m_ = m / d;
        For(x, 1, min(n_, m_)) {
            if (!mu[x]) continue;
            int Next = min(n_ / (n_ / x), m_ / (m_ / x));
            add(ans, 1ll * d * (sum[Next] - sum[x - 1]) % Mod * fsum(n_ / x) % Mod * fsum(m_ / x) % Mod);
            x = Next;
        }
    }
    cout << ans << endl;
    return 0;
}

BZOJ3994 [SDOI2015]约数个数和

题意

求 $\sum \limits _{i=1}^{n} \sum \limits _{j=1}^{m} d(ij)$ ， $d(x)$ 表示 $x$ 的约数个数。( $n,m \le 10^5$ )

题解

一个反演。当初数学一本通没看懂，~~真是本垃圾书~~。

肖大佬博客一看就懂了2333。只是中间有一步化 $[gcd(i,j)=1]$ 还是习惯变两步，容易理解些QwQ

__EOF__

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posted @ 2018-01-23 21:45 zjp_shadow 阅读(1708) 评论(3) 编辑收藏举报

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发表于 2018-01-23 21:45阅读：1708评论：3推荐：2

数论线性筛莫比乌斯反演

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