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AB水题，
C - Sum of gcd of Tuples (Easy)
题意：(sum_{a=1}^{K} sum_{b=1}^{K} sum_{c=1}^{K} g c d(a, b, c))
数据范围：(1le Kle 200)
思路：因为 (k) 比较小，我们直接跑暴力即可
int main() {
ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(nullptr);
ll n; cin >> n;
ll ans = 0;
for (int i = 1; i <= n; i++)
for (int j = 1; j <= n; j++)
for (int k = 1; k <= n; k++)
ans += __gcd(__gcd(i, j), k);
cout << ans;
}
D - RGB Triplets
题意：给一个长度为N的字符串S，只包含'R'，'B'，'G'。求有多少个三元组 ((i,j,k)(1le i<j<kle N)) 满足 (S_{i} eq S_{j}, S_{i} eq S_{k}, S_{j} eq S_{k}, j-i eq k-j_{circ})
数据范围：(1le N le 4000)
题解：先将满足 (_{i} eq S_{j}, S_{i} eq S_{k}, S_{j} eq S_{k}) 的算出来，在减去 (j-i eq k-j) 的数目。
总的显然等于 (num(R)*num(B)*num(G)) ，然后枚举两个端点，判断第三个端点是不是不同于这个两个端点的颜色。
const int N = 4e3 + 5;
int main() {
ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(nullptr);
int n; string s;
cin >> n >> s;
int a = 0, b = 0, c = 0;
for (int i = 0; i < n; ++i) {
if (s[i] == 'R') a += 1;
if (s[i] == 'G') b += 1;
if (s[i] == 'B') c += 1;
}
ll ans = 1ll * a * b * c;
for (int i = 0; i < n; i++)
for (int j = i + 1; j < n; j++) {
if (s[i] == s[j]) continue;
if (2 * j - i < n && s[i] != s[2 * j - i] && s[j] != s[2 * j - i]) ans--;
}
cout << ans;
}
E - Sum of gcd of Tuples (Hard)
题意：(sum_{a_{1}=1}^{K} sum_{a_{2}=1}^{K} ldots sum_{a_{N}=1}^{K} g c dleft(a_{1}, a_{2}, ldots, a_{N} ight)(mod 1 mathrm{e} 9+7))
数据范围：(2 leq N leq 10^{5}, 1 leq K leq 10^{5})
思路一：莫比乌斯反演化简
由于 (K) 不大，预处理欧拉函数，直接遍历即可。(K) 大的话，整除分块加杜教筛（雾。
#include <bits/stdc++.h>
using ll = long long;
using namespace std;
const int N = 1e5 + 5, MD = 1e9 + 7;
int pri[N], tot, phi[N];
bool p[N];
void init() {
p[1] = true, phi[1] = 1;
for (int i = 2; i < N; i++) {
if (!p[i]) pri[++tot] = i, phi[i] = i - 1;
for (int j = 1; j <= tot && i * pri[j] < N; j++) {
p[i * pri[j]] = true;
if (i % pri[j] == 0) {
phi[i * pri[j]] = phi[i] * pri[j];
break;
} else phi[i * pri[j]] = phi[i] * (pri[j] - 1);
}
}
}
ll qpow(ll a, ll b) {
ll ans = 1;
for (; b; b >>= 1, a = a * a % MD) if (b & 1) ans = ans * a % MD;
return ans;
}
void add(int &x, int y) { x += y; if (x >= MD) x -= MD;}
int main() {
ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(nullptr);
init();
int n, k, ans = 0;
cin >> n >> k;
for (int i = 1; i <= k; i++)
add(ans, 1LL * qpow(k / i, n)*phi[i] % MD);
cout << ans;
}
思路二：
学习了下官方题解：定义 (f[i]) 代表 (gcd) 为 (i) 的个数，递推关系式：(f[i]=leftlfloorfrac{K}{i} ight floor^{N}-sum_{j>i, i mid j} f[j]_{circ})
双重循环即可，里面那层循环的复杂度总和是个调和级数，(log) 级别的。
const int N = 1e5 + 5, MD = 1e9 + 7;
int f[N];
ll qpow(ll a, ll b) {
ll ans = 1;
for (; b; b >>= 1, a = a * a % MD) if (b & 1) ans = ans * a % MD;
return ans;
}
void add(int &x, int y) {
x += y;
if (x >= MD) x -= MD;
if (x < 0) x += MD;
}
int main() {
ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(nullptr);
int n, k;
scanf("%d%d", &n, &k);
cin >> n >> k;
for (int i = k; i >= 1; i--) {
f[i] = qpow(k / i, n);
for (int j = 2 * i; j <= k; j += i)
add(f[i], -f[j]);
}
int ans = 0;
for (int i = 1; i <= k; i++)
add(ans, 1LL * f[i]*i % MD);
cout << ans;
}
F - Select Half
题意：给一个长度为 (N) 的序列 (A)，要求选 (left[frac{N}{2} ight floor) 个数，且下标互不相邻，最大化它们的总和。
数据范围：(2le Nle 2 imes 10^5)
题解：对于选的数的下标， (B_{1}, B_{2} ldots, B_{leftlfloorfrac{N}{2} ight floor})，可以发现 (sum_{i=2}^{leftlfloorfrac{N}{2} ight floor} B_{i}-B_{i-1}-2 leq 2)
因此定义 (f[i][j]) 代表选第 (1~i) 里面的数（必选第个 (i) 数），前面多空了 (j) 的最大值。
const int N = 2e5 + 5;
int a[N];
ll f[N][3];
int main() {
ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(nullptr);
int n; cin >> n;
for (int i = 1; i <= n; ++i) cin >> a[i];
for (int i = 1; i <= n; i++)
for (int j = 0; j < 3; j++)
f[i][j] = -1e18;
for (int i = 1; i <= 3; i++)
f[i][i - 1] = a[i];
f[3][0] = a[1] + a[3];
for (int i = 4; i <= n; i++) {
f[i][0] = f[i - 2][0] + a[i];
f[i][1] = max(f[i - 2][1], f[i - 3][0]) + a[i];
f[i][2] = max(f[i - 2][2], f[i - 3][1]) + a[i];
if (i > 4) f[i][2] = max(f[i][2], f[i - 4][0] + a[i]);
}
ll ans;
if (n & 1) ans = max(f[n][2], max(f[n - 1][1], f[n - 2][0]));
else
ans = max(f[n][1], f[n - 1][0]);
cout << ans;
}