第二发~次方求模~
2016-02-18 16:29
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次方求模
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难度:3
描述
求a的b次方对c取余的值
输入:
输出:
输出a的b次方对c取余之后的结果
样例输入:
样例输出:
代码://自写~
问题详细解题思路:
求a^b mod c
算法1.
首先直接地来设计这个算法:
这个算法的时间复杂度体现在for循环中,为O(b).
这个算法存在着明显的问题,如果a和b过大,很容易就会溢出。
那么,我们先来看看第一个改进方案:在讲这个方案之前,要先有这样一个公式:
a^b mod c=(a mod c)^b
引理:
(a * b) mod c =[ ( a mod c )* (b mod c) ] mod c ;
证明: 设 a mod c =d,b mod c= e;
即积的取余等于取余的积的取余.
(a ^ b)mod c 由上述公式迭代即可得到 ( a mod c)^b.
证明了以上的公式以后,我们可以先让a关于c取余,这样可以大大减少a的大小,于是不用思考的进行了改进:
算法2:
既然某个因子取余之后相乘再取余保持余数不变,那么新算得的ans也可以进行取余,所以得到比较良好的改进版本。
算法3:
这个算法在时间复杂度上没有改进,仍为O(b),不过已经好很多的,但是在c过大的条件下,还是很有可能超时,所以,我们推出以下的快速幂算法。
快速幂取余依赖于以下公式:
![](http://img.blog.csdn.net/20140729152242917?watermark/2/text/aHR0cDovL2Jsb2cuY3Nkbi5uZXQvYWNtX2NvZGU=/font/5a6L5L2T/fontsize/400/fill/I0JBQkFCMA==/dissolve/70/gravity/SouthEast)
那么我们可以得到以下算法:
算法4:
我们可以看到,我们把时间复杂度变成了O(b/2).
当然,这样子治标不治本。
但我们可以看到,当我们令k = (a * a) mod c时,状态已经发生了变化,我们所要求的最终结果即为 k^(b/2) mod c
而不是原来的a^b mod c,所以我们发现这个过程是可以迭代下去的。当然,对于奇数的情形会多出一项a mod c,所以为了完成迭代,当b是奇数时,我们通过 ans = (ans * a) % c;
来弥补多出来的这一项,此时剩余的部分就可以进行迭代了。
形如上式的迭代下去后,当b=0时,所有的因子都已经相乘,算法结束。
于是便可以在O(log b)的时间内完成了。
于是,有了最终的算法:快速幂算法。
算法5:快速幂算法
将上述的代码结构化,也就是写成函数:
本算法的时间复杂度为O(logb),能在几乎所有的程序设计(竞赛)过程中通过,是目前最常用的算法之一。
这种算法题~知道数学原理了就很好做了~加油~嘻嘻~我爱你刘仙~
时间限制:1000 ms | 内存限制:65535 KB
难度:3
描述
求a的b次方对c取余的值
输入:
第一行输入一个整数n表示测试数据的组数(n<100) 每组测试只有一行,其中有三个正整a,b,c(1<a,b,c<=1000000000)
输出:
输出a的b次方对c取余之后的结果
样例输入:
3 2 3 5 3 100 10 11 12345 12345
样例输出:
3 1 10481
代码://自写~
#include<iostream> #include<math.h> using namespace std; int main() { int i; int a,b,c; int n; cin>>i; while(i--) { n=1; cin>>a>>b>>c; a=a%c; while(b>0) { if(b%2==1) n=((long long)n*a)%c; a=((long long)a*a)%c; b=b/2; } n=n%c; cout<<n<<endl; } return 0; }
问题详细解题思路:
求a^b mod c
算法1.
首先直接地来设计这个算法:
int ans=1, i; for(i=1;i<=b;i++) ans*=a; ans%=c;
这个算法的时间复杂度体现在for循环中,为O(b).
这个算法存在着明显的问题,如果a和b过大,很容易就会溢出。
那么,我们先来看看第一个改进方案:在讲这个方案之前,要先有这样一个公式:
a^b mod c=(a mod c)^b
引理:
(a * b) mod c =[ ( a mod c )* (b mod c) ] mod c ;
证明: 设 a mod c =d,b mod c= e;
则:a=t*c + d ; b=k*c + e ; (a*b)mod c = (t*c+d)(t*c+e) = (tk c^2 + ( te+dk ) *c + d*e) mod c =de mod c
即积的取余等于取余的积的取余.
(a ^ b)mod c 由上述公式迭代即可得到 ( a mod c)^b.
证明了以上的公式以后,我们可以先让a关于c取余,这样可以大大减少a的大小,于是不用思考的进行了改进:
算法2:
int ans = 1 , i ; a = a % c; //加上这一句 for ( i = 1;i<=b;i++) ans = ans * a; ans = ans % c;
既然某个因子取余之后相乘再取余保持余数不变,那么新算得的ans也可以进行取余,所以得到比较良好的改进版本。
算法3:
int ans = 1 ,i ; a = a % c; for(int i = 1;i<=b;i++) ans = (ans * a) % c; //这里再取了一次余 ans = ans % c;
这个算法在时间复杂度上没有改进,仍为O(b),不过已经好很多的,但是在c过大的条件下,还是很有可能超时,所以,我们推出以下的快速幂算法。
快速幂取余依赖于以下公式:
那么我们可以得到以下算法:
算法4:
int ans = 1 ,i ; a = a % c; if (b%2==1) ans = (ans * a) mod c; //如果是奇数,要多求一步, 可以提前算到 ans 中。 k = (a*a) % c; //我们取a^2 而不是a for( i = 1;i<=b/2;i++) ans = (ans * k) % c; ans = ans % c;
我们可以看到,我们把时间复杂度变成了O(b/2).
当然,这样子治标不治本。
但我们可以看到,当我们令k = (a * a) mod c时,状态已经发生了变化,我们所要求的最终结果即为 k^(b/2) mod c
而不是原来的a^b mod c,所以我们发现这个过程是可以迭代下去的。当然,对于奇数的情形会多出一项a mod c,所以为了完成迭代,当b是奇数时,我们通过 ans = (ans * a) % c;
来弥补多出来的这一项,此时剩余的部分就可以进行迭代了。
形如上式的迭代下去后,当b=0时,所有的因子都已经相乘,算法结束。
于是便可以在O(log b)的时间内完成了。
于是,有了最终的算法:快速幂算法。
算法5:快速幂算法
int ans = 1; a = a % c; while(b>0) { if(b % 2 == 1) ans = (ans * a) % c; b = b/2; a = (a * a) % c; }
将上述的代码结构化,也就是写成函数:
long long PowerMod (int a, int b, int c) { int ans = 1; a = a % c; while(b>0) { if(b % 2 = = 1) ans = (ans * a) % c; b = b/2; // b>>=1; a = (a * a) % c; } return ans; }
本算法的时间复杂度为O(logb),能在几乎所有的程序设计(竞赛)过程中通过,是目前最常用的算法之一。
这种算法题~知道数学原理了就很好做了~加油~嘻嘻~我爱你刘仙~
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