题解 CF1139D 【Steps to One】
wjyyy
2019-03-25 12:58:39
反演套 DP 的好题（不用反演貌似也能做 参考[官方 Tutorial](https://codeforces.com/blog/entry/66101)
在我的博客查看：[**传送门**](http://www.wjyyy.top/3403.html)
因为每一步不会让已经选了的元素的 $\gcd$ 和变大，因此认为是一个除自环外的有向无环图。对于自环我们很好处理，所以把它看成是一道期望 DP。
令 $f[i]$ 表示当前的 $\gcd$ 和为 $i$，到 $\gcd$ 和为 $1$ 的状态的期望步数。因此把状态转移方程写出来
$$
f[i]=1+\frac{\sum_{j=1}^m f[\gcd(i,j)]}m
$$
这样的转移是 $O(m^2)$ 的。但是我们发现，对于很多 $j$，$\gcd(i,j)$ 都是相等的，因此我们把这样的数整合到一起。
令 $F(n)$ 表示 $1\sim m$ 中有多少个数 $i$ 满足 $\gcd(x,i)=n$，其中视 $x$ 为常数。
则计算 $f[i]$ 就转化为了
$$f[i]=1+\frac{\sum_{d|i}f[d]\times F(d)}n,x=i$$
这样差不多就把枚举优化到了 $\log n$ 的 $d|i$。
考虑怎么计算 $F(n)$
$$F(n)=\sum_{i=1}^m[\gcd(x,i)=n]$$
令 $G(n)=\sum_{n|d}F(d)$，则
$$\begin{aligned}G(n)&=\sum_{n|d}F(d)\\&=\sum_{n|d}\sum_{i=1}^m[\gcd(x,i)=d]\\&=\sum_{i=1}^m[n|\gcd(x,i)]\\?&=\sum_{i=1}^{\left\lfloor\frac mn\right\rfloor}\left[1|\gcd\left(\frac xn,i\right)\right]\end{aligned}$$
实际上这样是有问题的，因为（在后面）无法保证 $n|x$，此时 $G(n)$ 就一定为 $0$ 了。
我们再多化一步：
$$\begin{aligned}G(n)&=\sum_{i=1}^{\left\lfloor\frac mn\right\rfloor}\left[1|\gcd\left(\frac xn,i\right)\right][n|x]\\&=\left\lfloor\frac mn\right\rfloor\cdot[n|x]\end{aligned}$$
根据 $G(n)=\sum_{n|d}F(d)$，我们反演到 $F$，得
$$\begin{aligned}F(n)&=\sum_{n|d}\mu\left(\frac dn\right)G(d)\\&=\sum_{i=1}^{\left\lfloor\frac mn\right\rfloor}\mu(i)G(ni)\\&=\sum_{i=1}^{\left\lfloor\frac mn\right\rfloor}\mu(i)\left\lfloor\frac{m}{ni}\right\rfloor[(ni)|x]\end{aligned}$$
我们发现后面的布尔表达式可以当作条件。原本的条件本来就是 $\to +\infty$ 的，只不过超过了 $\left\lfloor\frac mn\right\rfloor$ 没有意义。因此直接把条件换成 $[(ni)|x]$ 即可。又因为 $n|x$ 在上面的枚举过程中是成立的，同时可以转化为 $\left[i|\frac xn\right]$。
$$F(n)=\sum_{i|\frac xn}\mu(i)\left\lfloor\frac{m}{ni}\right\rfloor$$
这样的一次枚举是 $O\left(d\left(\frac xn\right)\right)$ 的，由于 $1\sim m$ 的约数个数和均摊是 $O(\log m)$ 的，其中最多的有 $128$ 个约数，但是这样的数肯定不是很多，并且其中很多被枚举到的数都是质因数，迭代一下并不会造成很大的复杂度。
然后我们需要再把状态转移方程稍微转化一下，把 $f[i]$ 移到左边
$$\begin{aligned}f[i]&=1+\frac{\sum_{d|i,d<i}f[d]\times F(d)+f[i]\times F(i)}n,x=i\\\frac{n-F(i)}{n}\cdot f[i]&=1+\frac{\sum_{d|i,d\neq i}f[d]\times F(d)}n,x=i\\f[i]&=\frac{n+\sum_{d|i,d<i}f[d]\times F(d)}{n-F(i)},x=i\end{aligned}$$
就得到了真正的转移方程。
时间复杂度 $O(m\log^2 m)$。
## Code：
```cpp
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<vector>
#define ll long long
#define p 1000000007
using std::vector;
vector<int> v[100100];//约数用 vector 存一下，每次 √m 枚举不是很稳
ll qpow(ll x,ll y)
{
ll ans=1;
while(y)
{
if(y&1)
ans=ans*x%p;
x=x*x%p;
y>>=1;
}
return ans;
}
bool is[100100];
int pri[100100],mu[100100],cnt=0;
ll f[100100];
int n;
int calc(int x,int y)//1~n 中 gcd(x,i)=y 的数的个数
{
int g=x/y,ans=0;
for(int i=0;i<v[g].size();++i)
ans+=mu[v[g][i]]*(n/v[g][i]/y);
return ans;
}
int main()
{
scanf("%d",&n);
f[1]=1;
mu[1]=1;
for(int i=2;i<=n;++i)
{
if(!is[i])
{
pri[++cnt]=i;
mu[i]=-1;
}
for(int j=1;j<=cnt&&i*pri[j]<=n;++j)
{
is[i*pri[j]]=1;
if(i%pri[j])
mu[i*pri[j]]=-mu[i];
else
{
mu[i*pri[j]]=0;
break;
}
}
}
for(int i=1;i<=n;++i)
for(int j=i;j<=n;j+=i)
v[j].push_back(i);
ll ans=1,inv=qpow(n,p-2);
for(int i=2;i<=n;++i)
{
for(int j=0;j<v[i].size()-1;++j)
f[i]=(f[i]+calc(i,v[i][j])*f[v[i][j]]%p)%p;
f[i]=(f[i]*inv+1)%p;
ll g=n-calc(i,i);
f[i]=f[i]*n%p*qpow(g,p-2)%p;
ans=(ans+f[i])%p;
}
printf("%lld\n",ans*qpow(n,p-2)%p);
return 0;
}
```