「从零开始的莫比乌斯反演」1. 线性筛&数论分块

莫比乌斯反演在竞赛中属于数论的内容。虽然说，本系列是想写面向Beginner的教程，但是莫比乌斯反演在数论中并不是很基础的内容，你仍然需要有一定的数论知识的基础。

PS：以下代码都是写博客的时候现场手打的，所以。。。

你需要掌握

• 取模和整除运算的相关知识
• 质数筛法
• 数论分块
• 欧拉函数（可选，最好掌握）

本文只讲数论分块并给出线性筛法的模版。其他内容请自行搜索学习。

线性筛

这里给出线性素数筛：

int prime[maxn], numprime, isprime[maxn];	// isprime[i] == 0：i是素数，反之则不是。prime用来存素数
void make_prime(const int &up_bound) {
    // 从0筛到up_bound，不包含up_bound
    isprime[0] = isprime[1] = 1;
    for (int i = 2; i < up_bound; i++) {
        if (!isprime[i]) prime[numprime++] = i;	// i是素数，放到prime数组里
        for (int j = 0; j < numprime && i * prime[j] < up_bound; j++) {
            isprime[i * prime[j]] = 1;
            if (i % prime[j] == 0) break;
        }
    }
}

数论函数多半与素数有关。所有的积性函数都可以在线性时间内借助素数筛筛出来（这里不理解没关系，后面还会说）。

数论分块

例题

求：

[sumlimits_{i=1}^{k}leftlfloor dfrac{n}{i} ight floor ]

如果告诉你，(1 leq k leq n leq 10^6)，那么，你可以直接枚举。那，如果告诉你，(1 leq k leq n leq 10^{12})呢？

解法

这就要用到数论分块了。数论分块能把复杂度降到(O(sqrt{n}))。原理如下：

我们看几个整数除法的例子：

(leftlfloor dfrac{10}{4} ight floor = 2, leftlfloor dfrac{10}{5} ight floor = 2, leftlfloor dfrac{10}{6} ight floor = 1, leftlfloor dfrac{10}{7} ight floor = 1 cdots)

容易发现，总是有这么一段，它们做除法的结果是一样的。比如从(4)到(5)，除法的结果总是(2)；从(6)到(10)，除法的结果总是(1)。

它在图上表示出来是这样的：

如果我们能把它相等的这一段，直接用乘法求出来，显然会比挨个做加法要快不少。那么，我们如何确定某一段的左右边界呢？

结论

先说结论，最后再说证明。结论很漂亮，但是证明很蛋疼。

(x = leftlfloor dfrac{n}{l} ight floor)的右边界是(leftlfloor dfrac{n}{lfloor frac{n}{l} floor} ight floor)。

也就是说，对于(n)来说，如果(leftlfloor dfrac{n}{l} ight floor = x)，那么令(r = leftlfloor dfrac{n}{lfloor frac{n}{l} floor} ight floor)，则(leftlfloor dfrac{n}{r} ight floor)也等于(x)。且(r)是(leftlfloor dfrac{n}{i} ight floor = x)的右边界，(leftlfloor dfrac{n}{r + 1} ight floor)就不等于(x)了。

那么，这一段的求和就是(left(leftlfloor dfrac{n}{lfloor frac{n}{l} floor} ight floor - l + 1 ight) imes leftlfloor dfrac{n}{l} ight floor)。

上面提到的例题，代码如下：

for (int l = 1, r; l <= k; l = r + 1) {
    r = min(n / (n / l), k);	// 注意不能超出k
    ans += (r - l + 1) * (n / l);
}

十分简洁。

在不同的地方应用数论分块写起来会有点不同，不过总体上大同小异。

稍微难一点的例题

如果我们要求(sumlimits_{i=1}^{k}leftlfloor dfrac{n}{i} ight floor leftlfloor dfrac{m}{i} ight floor)呢？

这里会遇到的一个问题就是(leftlfloor dfrac{n}{i} ight floor)和(leftlfloor dfrac{m}{i} ight floor)的右边界可能不同。所以，我们只要把这个分段再“切碎一点”就好了。

直接参考代码来理解吧：

for (int l = 1, r; l <= k; l = r + 1) {
    r = min(n / (n / l), m / (m / l));	// “切碎一点”
    r = min(r, k);	// 防止越界
    ans += (r - l + 1) * (n / l) * (m / l);
}

证明

摘自：OI-Wiki

PS：稍微吐槽一下OI-Wiki，OI-Wiki写的内容是很完备而且严谨的，所以对于初学来说反而有点痛苦。。。

PSS：建议做一做OI-Wiki推荐的习题试试： 「luogu P2261」CQOI2007 余数求和

对于任意给定的(i)，我们要找一个最大的(j)，满足(leftlfloor dfrac{n}{i} ight floor = leftlfloor dfrac{n}{j} ight floor)。

首先，我们证明(leftlfloor dfrac{n}{leftlfloor frac{n}{i} ight floor} ight floor geqslant i)：

[egin{align} & leftlfloor dfrac{n}{i} ight floor leqslant dfrac{n}{i} \ Longrightarrow & leftlfloor dfrac{n}{lfloor dfrac{n}{i} floor} ight floor geqslant leftlfloor dfrac{n}{dfrac{n}{i}} ight floor = lfloor i floor = i \ Longrightarrow & i leqslant leftlfloor dfrac{n}{lfloor dfrac{n}{i} floor} ight floor = j end{align} ]

下证明：(leftlfloor dfrac{n}{leftlfloor frac{n}{i} ight floor} ight floor)是满足条件的最大的(j)。

设(k = leftlfloor dfrac{n}{i} ight floor)，那么，必然有(leftlfloor dfrac{n}{j} ight floor = k)，显然，(j)的最大值是(leftlfloor dfrac{n}{k} ight floor)；

(有一说一，我确实觉得挺显然的)

(leftlfloor dfrac{n}{j} ight floor = k Longleftrightarrow k leqslant dfrac{n}{j} < k + 1 Longleftrightarrow dfrac{1}{k + 1} < dfrac{j}{n} leqslant dfrac{1}{k} Longleftrightarrow dfrac{n}{k + 1} < j leqslant dfrac{n}{k})

又因为(j)是整数，所以(j_{max} = leftlfloor dfrac{n}{k} ight floor)