bzoj4869 [Shoi2017]相逢是问候

Informatikverbindetdichundmich.

信息将你我连结。B君希望以维护一个长度为n的数组，这个数组的下标为从1到n的正整数。一共有m个操作，可以

分为两种：0 l r表示将第l个到第r个数（al,al+1,...,ar）中的每一个数ai替换为c^ai，即c的ai次方，其中c是

输入的一个常数，也就是执行赋值ai=c^ai1 l r求第l个到第r个数的和，也就是输出：sigma(ai),l<=i<=rai因为

这个结果可能会很大，所以你只需要输出结果mod p的值即可。

第一行有三个整数n,m,p,c，所有整数含义见问题描述。

接下来一行n个整数，表示a数组的初始值。

接下来m行，每行三个整数，其中第一个整数表示了操作的类型。

如果是0的话，表示这是一个修改操作，操作的参数为l,r。

如果是1的话，表示这是一个询问操作，操作的参数为l,r。

1 ≤ n ≤ 50000, 1 ≤ m ≤ 50000, 1 ≤ p ≤ 100000000, 0 < c <p, 0 ≤ ai < p

对于每个询问操作，输出一行，包括一个整数表示答案mod p的值。

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鸣谢多名网友提供正确数据，已重测！

黑吉辽沪冀晋六省联考&&鸣谢xlk授权本OJ使用权

分析：比较难的一道题.

　　　如果做过bzoj3884,就会想到用欧拉定理来降幂. 和区间开根号一样，一个数操作有限次数后就会变成一个常数. 在它变成常数以前对它暴力修改即可. 为什么会变成一个常数呢？ p --> phi(p) --> phi(phi(p)) ...... 最后一定会变成1. 不论什么数mod 1都等于0.

　　　区间开根号可以用分块来做，那么这道题能不能用分块来做呢？显然是不行的，复杂度太高！每个数会被暴力修改log次，每次修改需要对log个phi求快速幂,快速幂的复杂度也是log的，也就是说：将一个数修改到底的复杂度是O(log^3n)的，显然是不能接受的. 既然不能分块，用线段树做就好了.

　　　令p通过不断取phi变成1的次数为cnt. 如果要修改一个区间[l,r],若当前区间的所有元素的最少操作次数≥cnt,这个区间的元素就不需要被修改了. 否则暴力修改.

　　　一开始将每一层的phi给记录下来（模数）. 如果要修改第i个元素，第i个元素已经被修改tot次了，那么就从第tot + 1层到1层逐层计算答案. 需要注意的是：扩展欧拉定理只能在幂次≥phi的时候才能使用，在快速幂的时候判断一下就好了.

　　　注意：一定要展开phi(1) = 1那一层. p=3,c=2的话,整个序列只有一个数字，一开始是0，接着不断进行修改操作和查询操作。
错误的代码，会返回0->1->2->2->2->.... (p=3,c=2)，但是事实上应该是0->1->2->1->1->....

#include <cmath>
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <iostream>
#include <algorithm>

using namespace std;
typedef long long ll;
const ll maxn = 50010;
ll n,m,P,c,a[maxn],p[maxn],cnt,sum[maxn << 2],minn[maxn << 2];

ll phi(ll x)
{
    ll res = x;
    for (ll i = 2; i <= sqrt(x); i++)
    {
        if (x % i == 0)
        {
            while (x % i == 0)
                x /= i;
            res = res / i * (i - 1);
        }
    }
    if (x > 1)
        res = res / x * (x - 1);
    return res;
}

void pre()
{
    ll t = P;
    p[0] = P;
    while (t != 1)
    {
        p[++cnt] = phi(t);
        t = p[cnt];
    }
    p[++cnt] = 1;
}

void pushup(ll o)
{
    sum[o] = sum[o * 2] + sum[o * 2 + 1];
    sum[o] %= p[0];
    minn[o] = min(minn[o * 2],minn[o * 2 + 1]);
}

void build(ll o,ll l,ll r)
{
    if (l == r)
    {
        sum[o] = a[l] % p[0];
        return;
    }
    ll mid = (l + r) >> 1;
    build(o * 2,l,mid);
    build(o * 2 + 1,mid + 1,r);
    pushup(o);
}

ll qpow(ll a,ll b,ll pp,bool &flag)
{
    flag = false;
    ll res = 1;
    while (b)
    {
        if (b & 1)
        {
            if (res * a >= pp)
                flag = true;
            res = (res * a) % pp;
        }
        if (b != 1 && a * a >= pp)
            flag = true;
        a = (a * a) % pp;
        b >>= 1;
    }
    return res;
}

ll calc(ll x,ll ph)
{
    ll res = x;
    bool flag;
    if (res >= p[ph])
        res = res % p[ph] + p[ph];
    while (ph--)
    {
        x = res;
        res = qpow(c,x,p[ph],flag);
        if (flag)
            res += p[ph];
    }
    //cout << res << endl;
    return res % p[0];
}

void update(ll o,ll l,ll r,ll x,ll y)
{
    if (minn[o] >= cnt)
        return;
    if (l == r)
    {
        minn[o]++;
        sum[o] = calc(a[l],minn[o]);
        return;
    }
    ll mid = (l + r) >> 1;
    if (x <= mid)
        update(o * 2,l,mid,x,y);
    if (y > mid)
        update(o * 2 + 1,mid + 1,r,x,y);
    pushup(o);
}

ll query(ll o,ll l,ll r,ll x,ll y)
{
    if (x <= l && r <= y)
        return sum[o];
    ll mid = (l + r) >> 1,res = 0;
    if (x <= mid)
        res += query(o * 2,l,mid,x,y);
    res %= p[0];
    if (y > mid)
        res += query(o * 2 + 1,mid + 1,r,x,y);
    res %= p[0];
    return res;
}

int main()
{
    scanf("%lld%lld%lld%lld",&n,&m,&P,&c);
    for (ll i = 1; i <= n; i++)
        scanf("%lld",&a[i]);
    pre();
    build(1,1,n);
    for (ll i = 1; i <= m; i++)
    {
        ll opt,l,r;
        scanf("%lld%lld%lld",&opt,&l,&r);
        if (opt == 0)
            update(1,1,n,l,r);
        else
            printf("%lld
",query(1,1,n,l,r));
    }

    return 0;
}

bzoj4869 [Shoi2017]相逢是问候

4869: [Shoi2017]相逢是问候

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