题意：给你一棵树，根节点为1，每条边长度为1。定义f(u,v)=gcd(u-lca(u,v),lca(u,v)-v)，求有多少个无序点对f(u,v)=i。对每个i输出答案。 n<=20W.
标程：
1 #include<cstdio> 2 #include<algorithm> 3 #include<vector> 4 using namespace std; 5 typedef long long ll; 6 const int N=200005; 7 int n,fa[N],f[N],g[N],sum[N],jp[N],dep[N],s1,s2; 8 vector<int> vec[N]; 9 ll ans[N]; 10 const int th=256; 11 int main() 12 { 13 scanf("%d",&n); 14 for (int i=2;i<=n;i++) scanf("%d",&fa[i]),dep[i]=dep[fa[i]]+1,sum[dep[i]]++; 15 for (int i=n;i>=1;i--) sum[i]+=sum[i+1],jp[i]=i;//u-v为链的答案 16 for (int d=1;d<=min(th,n);d++) 17 { 18 for (int i=0;i<=n;i++) f[i]=g[i]=0; 19 for (int i=n;i>=1;i--) 20 { 21 g[jp[i]]+=f[i]+1; jp[i]=fa[jp[i]]; 22 ans[d]+=(ll)f[fa[i]]*g[i]; f[fa[i]]+=g[i]; 23 } 24 } 25 for (int i=n;i>1;i--) 26 { 27 vec[i].push_back(1);//距离i有0个单位长的点有一个（i自己），相对fa[i]实现平移 28 if ((s1=vec[i].size())>(s2=vec[fa[i]].size()))//启发式合并 29 swap(vec[i],vec[fa[i]]),swap(s1,s2); 30 if (s1>th&&s2>th) 31 { 32 for (int d=th+1;d<=s1;d++) 33 { 34 int g1=0,g2=0; 35 for (int j=d;j<=s1;j+=d) g1+=vec[i][s1-j]; 36 for (int j=d;j<=s2;j+=d) g2+=vec[fa[i]][s2-j]; 37 ans[d]+=(ll)g1*g2; 38 } 39 } 40 for (int j=1;j<=s1;j++) vec[fa[i]][s2-j]+=vec[i][s1-j]; 41 vec[i].clear();//清掉多余空间 42 } 43 for (int i=n;i>=1;i--)//容斥 44 for (int j=2*i;j<=n;j+=i) ans[i]-=ans[j]; 45 for (int i=1;i<n;i++) printf("%lld ",ans[i]+sum[i]); 46 return 0; 47 }
题解：容斥+阈值+树形dp+启发式合并:
暴力1：枚举u，v，logn求出lca。算出深度，统计答案。O(n^2logn）
暴力2：枚举根节点u，统计子树中深度为d的链的数量。将cnt[i]*cnt[j]统计入ans[gcd(i,j)]，注意不要统计同一棵子树的答案。因为树随机，所以树高log，O(nlog^2(n))。
暴力3：对于第4个测试点，发现是若干条链拎起来。我们考虑容斥，ans[d]表示gcd是d的倍数的点对的个数。
如果u-v在同一条链上，那么f(u,v)=dis(u,v).在最后加上即可。反之，对于每一条链统计出长度是d的倍数的数量[h/d]，求在任意两条树链上各取一条d倍数的链的方案数。用(x1^2+x2^2+...+xn^2)=x1^2+x2^2+...+xn^2+2*sigma[1<=i<j<=n]xi*xj的恒等式可以很快算出。复杂度O(n)。
正解1：继续用容斥。树形dp求出f[i]表示i的子树中d的倍数的链有几条，辅助数组g[i]表示距i的距离%d=d-1的点数。pd[i]表示i的d-1阶祖先。
f[i]<-g[son]，ans[d]<-f[i]*g[son]，g[pd[i]]<-f[i]+1。取阈值th，时间复杂度O(n*th）。
再一。用启发式合并从底至上维护vec[size-i][d]表示i的子树中深度恰好为d的点有几个（倒序对子节点的合并前的平移比较方便）。
合并vec[x]和vec[fa[x]]的时候就对于每个d>th，统计下深度为d的倍数的点的个数。乘法原理一下。每个点会被合并logn次，合并复杂度nlogn。计算一对父子的时间有nlogn，而深度>th的点不超过[n/th]个。时间复杂度为n^2logn/th。为了避免空间vector有n^2，每次用儿子更新完父亲后对儿子vector清零，空间复杂度O(n)。
取th=根号n*logn最优。
正解2：点分治,按深度点分（当然最后还是用容斥）。取出当前树重心c。
考虑所有 u→lca(u,v)→v的路径经过c产生的贡献。要么两个点都在c的子树内即lca=c，要么一个点在c的子树内。
1.两个点都在c子树内，直接用正解1的dp。深度为logn，总点数为n/2+n/4+n/8+...+1<n,复杂度为O(nlogn）。
2.u 在 c 的子树内，v 不在。对于从c到当前子树root路径上的所有点ai，都有可能作为u和v的lca。对于ai旁边的子树和c的子树统计(u,v)的答案。
枚举d，用dep/d的时间统计ai旁边子树中深度是d的倍数的点数cnt和。
我们还需要知道 c 的子树中有多少点相对于 ai 的高度是 d 的倍数，也就是说我们要在c子树的 cnt 数组中查询下标间隔为 d 的子序列中的元素之和。
注意到间隔为 d 时，至多只有 d 种这样的子序列，对重复查询记忆化。
当d<根号dep时，复杂度<d*dep/d=dep，总共是O(dep^1.5)；当d>根号dep时，单次对d查询复杂度为 dep/d<根号dep。
所以一层分治复杂度为O(n^1.5).根据主定理，总复杂度为O(n^1.5)。