Part 1 莫比乌斯反演
首先定义莫比乌斯函数(mu(n)):
设(n=prod_{i=1}^mp_i^{k_i}),其中(p_{1-n})为互不相等的质数,则
通俗地讲就是:如果(n)能被一个质数的平方整除,则(mu(n)=0),否则若(n)有(m)个质因数,则(mu(n)=(-1)^m)。
所以(mu)函数可以线筛得到:
mu[1]=1;
for(int i=2;i<=n;++i){
if(!isnp[i])pri[++cnt]=i,mu[i]=-1;
for(int j=1;j<=cnt;++j){
rg int t=pri[j]*i;
if(t>n)break;
isnp[t]=1;
if(i%pri[j]==0)break;
mu[t]=-mu[i];
}
}
由定义可以得到几个结论:
(1.mu(1)=(-1)^0=1)
(2.mu(p)=-1)((p)为质数)
(3.sum_{d|n}mu(d)=[n=1])。其中([])是条件运算符,当里面的条件成立时值为(1),否则为(0)。
下面来证明第三个结论。
首先,若(n=1),结论显然成立。
否则,我们同样把(n)写成(prod_{i=1}^mp_i^{k_i})的形式,那么结论的式子可以展开为
可以发现当存在一个(d_i>1)时,后面的(mu)的值为0。所以我们只需要考虑(d_i)为(0)或(1)的情况。这时可以把我们式子看成:在一个大小为(m)的集合中选任意个数,这些数的乘积的(mu)值之和。又由于这些数都是互不相等的质数,所以乘积的(mu)值只与选了多少数有关。那么枚举选了多少个数,式子就可以写成:
所以只有当(m=0),即(n=1)时,(sum_{d|n}mu(d)=1),其余都为0。
接下来就是莫比乌斯函数的一种应用,被称为莫比乌斯反演。
通常有两种式子:
证明很简单,把(F)展开即可:
根据上面的性质可以知道,只有当(r=n)时,第二个(sum)才有值,为1,此时等号右边等于(f(n))。
第二种式子为:
证明和上面类似:
同理,只有当(r=n)时,第二个(sum)有值,为1。
下面总结的狄利克雷卷积有更好的方式证明第一种式子。
Part 2 狄利克雷卷积
首先总结一下积性函数和几个常见的积性函数。
积性函数的定义为:若(n,m)互质,且(f(n) imes f(m)=f(nm)),则(f)为积性函数。
另外有个完全积性函数的定义:若(f(n) imes f(m)=f(nm)),则(f)为完全积性函数。
下面总结一下常见的积性函数:
(1.e(n)=[n=1])元函数。
(2.I(n)=1)常值函数。
(3.id(n)=n)不知道叫什么函数。
(4.p_k(n)=n^k)幂函数
(4.mu(n))莫比乌斯函数,定义在上面。
(5.varphi(n)=sum_{i=1}^n[gcd(i,n)=1]),即欧拉函数,意义是(n)以内与(n)互质的数的个数。
(6.d(n)=sum_{d|n}1)约数个数函数,值为(n)的约数个数。
可以注意到前四个实际上还是完全积性函数。
积性函数可以通过欧拉筛(线筛)来求。
狄利克雷卷积是一种运算,符号为(*),定义两个函数的狄利克雷卷积((f*g)(n)=sum_{d|n}f(d)g(dfrac{n}{d}))。
狄利克雷卷积有几个常用的式子:
对于任意函数(f),都有((f*e)(n)=f(n))。证明就是把式子展开。
((mu*I)(n)=e)。展开之后就是莫比乌斯函数的结论。
((id*id)(n)=n imes d(n))还是展开再证明
((varphi*I)(n)=id(n))
最后一个式子可以展开为(sum_{d|n}varphi(d)=n)。
这个式子有一个巧妙的证明和一个中规中矩的证明。
巧妙的证明:
尝试列出(dfrac{1}{n},dfrac{2}{n},···,dfrac{n}{n}),并把他们化为最简分数。设化简后的分母集合为(S)。
引理(1):(S)恰好为(n)的约数集。
证明:若存在一个(n)的约数(d)不在(S)中,则(dfrac{n/d}{n})不在最初的数列中。不成立。
设(x)不是(n)的约数。由于最初的数列中没有一个数能化简得到分母为(x)的分数,所以(x)不可能在(S)中。得证。
引理(2):对于(S)中的任意元素(x),化简后的数列中所有以(x)为分母的分数的分子都与(x)互质,且分子集合恰好是所有(x)以内与(x)互质的数。
证明:分子分母显然,因为是最简分数。若存在一个数(yleq x)且与(x)互质,且不在分子集中出现过,则分数(dfrac{y imesfrac{n}{x}}{n})不在最初的数列中出现,不成立。得证。
因此,化简后以约数(d)为分母的分数一共有(varphi(d))个。而分数一共有(n)个,因此(sum_{d|n}varphi(d)=n)
中规中矩的证明:
引理:(f(n)=sum_{d|n}varphi(d))为积性函数。
证明:
这里涉及到(varphi)为积性函数。不懂就搜。
则
狄利克雷卷积也有运算律:
·交换律:(f*g=g*f)。根据狄利克雷卷积定义式可知其显然成立。
·结合律:((f*g)*h=f*(g*h))
证明:
·分配律:((f+g)*h=f*h+g*h)。把左边展开即得证。
上面说狄利克雷卷积可以证明莫比乌斯反演的第一个式子,现在填坑:
若(F(n)=sum_{d|n}f(d)),则(f(n)=sum_{d|n}mu(d)F(dfrac{n}{d}))
证明:(F(n)=sum_{d|n}f(d))可以写成:(F=f*I)。
两边同时卷一个(mu)可以得到(F*mu=f*I*mu=f*(I*mu)=f*e=f(n))。即得证。
同时还有一个常用的式子:(sum_{d|n}d imesmu(dfrac{n}{d})=varphi(n))。
证明:把左边写成(id*mu)。由于(id=varphi*I),所以(id*mu=varphi*I*mu=varphi*e=varphi(n))
Part 3 杜教筛
可以在(O(n^{frac{2}{3}}))的复杂度内求出(sum_{i=1}^nf(i))。
设要求的为(S(n)),并设(h=f*g),(g)是我们选的一个与(f)有联系的函数,最后会讲怎么选。则
然后把(d=1)的一项留着,其余的减过去,得到
这个就可以整除分块然后递归了。这就是杜教筛的套路式。
观察这个式子,可以发现杜教筛的使用条件:
(h)和(g)的前缀和必须很好求。比如(f(i)=i)这样的函数。
有几种常见的杜教筛:
(1.sum_{i=1}^nmu(i))。由于(mu*I=e),而(sum_{i=1}^ne(i)=1),所以代进杜教筛的式子:
(2.sum_{i=1}^nvarphi(i))。由于(varphi*I=id),(sum_{i=1}^nid(i)=frac{n(n+1)}{2}),所以
(3.sum_{i=1}^nivarphi(i))。把这个函数卷一个(id)正好可以消掉(i):
而(sum_{i=1}^ni^2=frac{n(n-1)(n-2)}{3}+frac{n(n-1)}{2}),也可以杜教筛。
Part 4 例题
P4450 双亲数:(sum_{i=1}^nsum_{i=1}^m[(i,j)=d]),(n,mleq10^6,dleq min(n,m))
假设(nleq m)。把(i,j)都除以(d):
后面就是莫比乌斯函数的形式:
发现(r)的值域是([1,lfloorfrac{n}{d} floor]),每个(r)对应的(i,j)都是(r)的倍数,所以
可以(O(n))算了。
P3768 简单的数学题:(sum_{i=1}^nsum_{j=1}^nij(i,j)pmod p),(nleq10^{10},p)为质数。
枚举(gcd):
设(F(n)=sum_{i=1}^ni=frac{n(n+1)}{2})
枚举(t=dr):
后面这个(sum_{d|t}dmu(frac{t}{d}))就是(id*mu),把(id)拆开:
所以可以进一步写成:
前面的(F)是个整除分块,设(f(n)=n^2varphi(t),g(n)=n^2),发现
那么设(S(n)=sum_{i=1}^nf(i))代入杜教筛式子:
不会证复杂度,但外面一个整除分块里面一个杜教筛,应该是(n^{frac{2}{3}})级别的吧
P3911 最小公倍数之和:给定数组A,求(sum_{i=1}^nsum_{j=1}^nlcm(A_i,A_j))。(n,A_ileq50000)
转换一下思维,假设(A_i)出现(x)次,(A_j)出现(y)次,那么(lcm(A_i,A_j))会被算(xy)次。注意到(A_i)的范围很小,所以记(cnt_i)表示(i)在(A)数组中出现的次数。
重新定义(n=max{{}A_i{}}),那么答案可以写成:
设(f(n)=sum_{i=1}^ncnt_{in}i),(t=dr),枚举(t)
设(g(n)=sum_{d|n}dmu(d))
发现计算(f)和(g)的总复杂度等于(sum_{i=1}^nfrac{n}{i}=nln n),所以最后的式子直接暴力算,复杂度为(O(nln n))
P2257 YY的GCD:设质数集合为(P),求(sum_{i=1}^nsum_{j=1}^m[(i,j)in P]),有(T)组数据,(Tleq 10^4,n、mleq10^7)
假设(nleq m)。同样是枚举(gcd):
枚举(t=dr):
最后一个可以直接枚举(d),然后枚举(d)的倍数预处理出来。由于质数个数大概是(frac{n}{log n}),所以复杂度是(O(frac{n}{log n}ln frac{n}{log n})=O(n))。
前面的就整除分块,每个询问就可以(O(sqrt{n}))了。