先枚举$d=\gcd$,然后暴力枚举所有$d$的倍数,相当于求出若干个数中最大的互素对

假设选出的数依从大到小排序后为$a_{i}$,令$g_{i}=\min_{(a_{i},a_{j})=1}j$,则答案为$\max a_{i}\cdot a_{g_{i}}$

考虑一种比较奇怪的计算$g_{i}$的方式,先求出$tot=\sum_{j=1}^{n}[(a_{i},a_{j})=1]$,然后从$n$到1依次删除,直到删除的数中与$a_{i}$互素的数达到了$tot$个

关于$tot$的计算可以用莫比乌斯反演,即化简为$\sum_{d|a_{i}}\mu(d)\sum_{j=1}^{n}[d|a_{j}]$,记后面的式子为$f(d)$,可以在插入$a_{j}$时处理,那么就可以做到”均摊“单次插入/删除/询问$o(\ln n)$

之后考虑从$n$到1依次去删除,复杂度为$o(n-g_{i})$,但注意到若$g_{i}\ge g_{i-1}$那么没有意义,因此从$g_{i-1}$开始统计(即令$n=g_{i-1}$)就可以做到$o(n\ln^{2}n)$了(枚举$d$+计算$tot$的调和级数和gcd)

 1 #include<bits/stdc++.h>
2 using namespace std;
3 #define N 100005
4 vector<int>v,d[N];
5 int n,x,vis[N],mu[N],p[N],f[N];
6 long long ans;
7 int gcd(int x,int y){
8 if (!y)return x;
9 return gcd(y,x%y);
10 }
11 void update(int k,int p){
12 for(int i=0;i<d[k].size();i++)f[d[k][i]]+=p;
13 }
14 int query(int k){
15 int ans=0;
16 for(int i=0;i<d[k].size();i++)ans+=mu[d[k][i]]*f[d[k][i]];
17 return ans;
18 }
19 int main(){
20 mu[1]=1;
21 for(int i=2;i<N-4;i++){
22 if (!vis[i]){
23 p[++p[0]]=i;
24 mu[i]=-1;
25 }
26 for(int j=1;(j<=p[0])&&(i*p[j]<N-4);j++){
27 vis[i*p[j]]=1;
28 if (i%p[j])mu[i*p[j]]=-mu[i];
29 else{
30 mu[i*p[j]]=0;
31 break;
32 }
33 }
34 }
35 scanf("%d",&n);
36 memset(vis,0,sizeof(vis));
37 for(int i=1;i<=n;i++){
38 scanf("%d",&x);
39 vis[x]=1;
40 }
41 for(int i=1;i<N-4;i++)
42 for(int j=i;j<N-4;j+=i)d[j].push_back(i);
43 for(int i=1;i<N-4;i++){
44 v.clear();
45 for(int j=i;j<N-4;j+=i)
46 if (vis[j])v.push_back(j/i);
47 int m=v.size();
48 for(int j=0;j<m;j++)update(v[j],1);
49 for(int j=m-1,k=0;j>=0;j--){
50 int sum=query(v[j]);
51 while (sum){
52 if (gcd(v[j],v[k])==1){
53 sum--;
54 ans=max(ans,1LL*v[j]*v[k]*i);
55 }
56 update(v[k++],-1);
57 }
58 if (!j)
59 while (k<m)update(v[k++],-1);
60 }
61 }
62 printf("%lld",ans);
63 }

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