推一下自己的莫比乌斯反演：Link
数论分块
对于一类含有\(\left\lfloor\frac{n}{i}\right\rfloor\)的求和式 (\(n\) 为常数)，由于\(\left\lfloor\frac{n}{i}\right\rfloor\)单调不增，故存在多个区间\([l,r]\), 使得\(\left\lfloor\frac{n}{i}\right\rfloor = \left\lfloor\frac{n}{j}\right\rfloor(i,j\in [l,r])\) 成立。
对于任意一个\(i\)，最大的满足上式的 \(j=\left\lfloor{\dfrac{n}{\left\lfloor{\dfrac{n}{i}}\right\rfloor}}\right\rfloor\)
证明法1
对于满足\(\left\lfloor\frac{n}{i}\right\rfloor = \left\lfloor\frac{n}{j}\right\rfloor\)的 \(j(i<j)\)，有：
则有：
即有：
又 \(j \in \mathbb{N}\)，则 \(j\)最大值为\(\left\lfloor{\dfrac{n}{\left\lfloor\frac{n}{i}\right\rfloor}}\right\rfloor\)
证明法2
即 \(j = \left\lfloor\dfrac{n}{\left\lfloor\dfrac{n}{i}\right\rfloor}\right\rfloor\)
复杂度分析
引理
\(|V|\)表示集合\(V\)的元素个数
证明
当\(d\le \left\lfloor\sqrt{n}\right\rfloor\)，\(\left\lfloor\dfrac{n}{d}\right\rfloor\)最多有\(\left\lfloor\sqrt{n}\right\rfloor\)种取值。
当\(d\ge \left\lfloor\sqrt{n}\right\rfloor\)，有\(\left\lfloor\dfrac{n}{d}\right\rfloor \le \left\lfloor\sqrt{n}\right\rfloor\)，\(\left\lfloor\dfrac{n}{d}\right\rfloor\)最多有\(\left\lfloor\sqrt{n}\right\rfloor\)种取值。
\(\left\lfloor\dfrac{n}{d}\right\rfloor\)两两不同时集合大小取最大值。
复杂度 \(O(\sqrt n)\)。
例1 [AHOI2005]约数研究
令 \(f(i)\) 为 \(i\) 的约数个数，求
\[\sum\limits_{i=1}^{n} f(i) \]\(n \le 10^6\)
对于 \(i\), 在\(1\sim n\) 中其倍数个数为\(\left\lfloor\dfrac{n}{i}\right\rfloor\)，
则\(1\sim n\)中共有\(\left\lfloor\dfrac{n}{i}\right\rfloor\) 个以其为约数的数。
则\(\sum\limits_{i=1}^{n} f(i) = \sum\limits_{i=1}^{n} \left\lfloor\dfrac{n}{i}\right\rfloor\)
此时直接\(O(n)\)暴力即可通过本题。
若 \(n\le 10^{14}\)，考虑数论分块：
由上可知，对于每一个\(l\in [1,n]\), 存在区间\([l, r], r = \left\lfloor\dfrac{n}{\left\lfloor\dfrac{n}{l}\right\rfloor}\right\rfloor\),
使得\(\left\lfloor\dfrac{n}{i}\right\rfloor = \left\lfloor\dfrac{n}{j}\right\rfloor(i,j\in [l,r])\)，
区间\([l,r]\) 贡献即为\((r-l+1)\times \left\lfloor\dfrac{n}{l}\right\rfloor\)。
枚举这样的\(j\)计算贡献即可，复杂度\(O(2\sqrt{n})\)
//By:Luckyblock
#include <cstdio>
#include <cctype>
#define ll long long
//=============================================================
int N, ans;
//=============================================================
inline int read()
{
int f = 1, w = 0; char ch = getchar();
for(; !isdigit(ch); ch = getchar()) if(ch == '-') f = -1;
for(; isdigit(ch); ch = getchar()) w = (w << 3) + (w << 1) + (ch ^ '0');
return f * w;
}
//=============================================================
int main()
{
N = read();
for(int i = 1, j; i <= N; i = j + 1)
{
j = N / (N / i);
ans += (j - i + 1) * (N / i);
}
printf("%d\n", ans);
return 0;
}
例二 [CQOI2007]余数求和
给定\(n, k\)，求
\[\sum\limits_{i=1}^{n} {k\!\!\!\mod\! i} \]\(n,k \le 10^9\)
进行简单的转化:
同例一，存在多段\(\left\lfloor\dfrac{k}{i}\right\rfloor\)相等的区间\([l,r]\)，其贡献为 \(-\left\lfloor\dfrac{k}{i}\right\rfloor \times \sum\limits_{i=l}^{r} i\)。
通过数论分块 \(+\) 等差数列求和 得到答案，复杂度\(O(2\sqrt{n})\)。
//By:Luckyblock
#include <cstdio>
#include <cctype>
#define ll long long
//=============================================================
ll N, K, Ans;
//=============================================================
inline ll read()
{
ll f = 1, w = 0; char ch = getchar();
for(; !isdigit(ch); ch = getchar()) if(ch == '-') f = -1;
for(; isdigit(ch); ch = getchar()) w = (w << 3) + (w << 1) + (ch ^ '0');
return f * w;
}
ll GetSum(ll L, ll R) {return (R - L + 1ll) * (L + R) / 2ll;} //等差数列求和
//=============================================================
int main()
{
N = read(), K = read(), Ans = N * K;
for(ll i = 1, j; i <= N; i = j + 1ll)
{
if(K / i == 0) break; //当k/i = 0时，对答案无贡献
j = K / (K / i); j = j > N ? N : j;
Ans -= (K / i) * GetSum(i, j);
}
printf("%lld", Ans);
return 0;
}
例三 约数和
定义\(f(n) = \sum\limits_{i\mid n} i\)，给定\(x, y\)，求
\[\sum\limits_{i=x}^{y}f(i) \]\(x,y \le 2\times 10^9\)
将答案变为前缀和形式:
\(\sum\limits_{i=x}^{y}f(i) = \sum\limits_{i=1}^{y}f(i) - \sum\limits_{i=1}^{x - 1}f(i)\)
简单转化 \(\sum\limits_{i=1}^{n} f(i) = \sum\limits_{i=1}^{n} \sum\limits_{k\mid i} k\)
变换求和顺序，上式即为 \(\sum\limits_{k=1}^{n} \sum\limits_{k\mid i} k (i\le n)\)
\(\sum\limits_{k\mid i}k\) 等价于枚举 \(1\sim n\) 中约数为 \(k\) 的数，
由例一，上式即为 \(\sum\limits_{k=1}^{n} k\times \left\lfloor\dfrac{n}{k}\right\rfloor\)
同例二，通过数论分块 \(+\) 等差数列求和 得到答案，复杂度\(O(2\sqrt{n})\)。
//By:Luckyblock
#include <cstdio>
#include <cctype>
#include <algorithm>
#define ll long long
//=============================================================
ll x, y;
//=============================================================
inline ll read()
{
ll f = 1, w = 0; char ch = getchar();
for(; !isdigit(ch); ch = getchar()) if(ch == '-') f = -1;
for(; isdigit(ch); ch = getchar()) w = (w << 3) + (w << 1) + (ch ^ '0');
return f * w;
}
ll GetSum(ll L, ll R) {return (L + R) * (R - L + 1) / 2;}
ll GetAns(ll N)
{
ll ret = 0;
for(ll l = 1, r; l <= N; l = r + 1)
{
r = N / (N / l);
ret += GetSum(l, r) * (N / l);
}
return ret;
}
//=============================================================
int main()
{
x = read(), y = read();
printf("%lld", GetAns(y) - GetAns(x - 1));
return 0;
}
写在最后
数论分块属于小工具一类的知识点。
推式子时要尽量将式子转化为类似形式上。
证明法1是自己yy的，有不当之处请不吝赐教。
参考资料:
初涉数论分块 - AntiQuality - 博客园
莫比乌斯反演 - OI Wiki
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