同余方程 ax≡1(mod b) & POJ 1061 青蛙的约会
2016-09-13 14:26
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题目:求ax%b=c最小正整数x解,题目中的c=1。
先感谢两位大犇ngncmh和笑巧。
对于一般的问题,我们通常有两种做法:
然后我们就可以对题目进行推导(ノ*・ω・)ノ:p=i∗M+k(0<=k<M) c=a∗p%b=a∗(i∗M+k)%b=1 a∗k%b=1−a∗i∗M
接下来就开始枚举i,如果出现符合题意的值,就可以得到最小整数解x了。而上述求得的[0,Block−1]内i∗a%b的值,可以用map映射。
ax≡d%b−>ax+by=d(x,y∈Z)−>adx+bdy=1即adx≡1(%bd)。
如果ad%bd≠1,说明不可能会有1的解(例如ad,bd均含有因子2,则取模后的结果只可能是2的倍数),所以ad%bd=1,由上述推论也可知gcd(ad,bd)∣1(整除)。
接着利用欧几里得算法可以求出一组特解x,y,所有的解属于y={x+bdk∣k∈Z},根据求出的特解可以得到最小正整数解。
同余方程有三条定理:
定理一:若gcd(a,b)=d,则必能找到整数集中的k和l,使d=a∗x+b∗y;
定理二:若gcd(a,b)=1,则方程ax≡c(%b)在[0,b−1]上有唯一解;
定理三:若gcd(a,b)=d,则方程ax≡c(%b)在[0,bd−1]上有唯一解。
其实听起来还是挺难懂。对于欧几里得函数的理解建议看这篇同类型的文章:NOI Openjudge 4975 两只鼹鼠。(事实证明理解清楚需要哪些部分后再写一遍真TM水)
总结:同余方程的重要部分是公式变形、欧几里得函数使用两处,解决的问题应能得到ax+by=c的变形。
先感谢两位大犇ngncmh和笑巧。
对于一般的问题,我们通常有两种做法:
1) Baby Step Giant Step(BSGS)
定义Block为一个适中的常数,假设我们知道了[0,Block−1]内i∗a%b的值,就可以直接把区间分成:[Block,2∗Block−1],[2∗Block,3∗Block−1]……然后我们就可以对题目进行推导(ノ*・ω・)ノ:p=i∗M+k(0<=k<M) c=a∗p%b=a∗(i∗M+k)%b=1 a∗k%b=1−a∗i∗M
接下来就开始枚举i,如果出现符合题意的值,就可以得到最小整数解x了。而上述求得的[0,Block−1]内i∗a%b的值,可以用map映射。
#include<iostream> #include<algorithm> #include<cstring> #include<map> using namespace std; const long long M=100000; const long long P=2e9; map<long long,int>Map; int main(){ long long a,b,c; cin>>a>>b; Map.clear(); for(long long i=0;i<M;i++){ c=a*i%b; if(c==1){ cout<<i<<endl; return 0; } if(Map.find(c)==Map.end())Map[c]=i; } /* p=i*M+k(0<=k<M), c=a*p%b=a*(i*M+k)%b=1; a*k%b=1-a*i*M; */ for(long long i=M;i<=P;i+=M){ c=(1LL-a*i)%b; if(c<0)c+=b; if(Map.find(c)!=Map.end()){ cout<<Map[c]+i<<endl; return 0; } } return 0; }
2)扩展欧几里得算法(extended gcd)
首先变形原式:ax≡d%b−>ax+by=d(x,y∈Z)−>adx+bdy=1即adx≡1(%bd)。
如果ad%bd≠1,说明不可能会有1的解(例如ad,bd均含有因子2,则取模后的结果只可能是2的倍数),所以ad%bd=1,由上述推论也可知gcd(ad,bd)∣1(整除)。
接着利用欧几里得算法可以求出一组特解x,y,所有的解属于y={x+bdk∣k∈Z},根据求出的特解可以得到最小正整数解。
#include<iostream> #include<algorithm> using namespace std; typedef long long LL; LL a,b,t,x,y;//ax+by=t void gcd(LL a,LL b,LL &t,LL &x,LL &y){ if(!b){t=a;x=1;y=0;}//边界:gcd(a,0)=1*a+0*0=a else{gcd(b,a%b,t,y,x);y-=x*(a/b);} } int main(){ cin>>a>>b; gcd(a,b,t,x,y); if(t!=1)cout<<"No answer"<<endl; else cout<<(x%b+b)%b<<endl; return 0; }
同余方程有三条定理:
定理一:若gcd(a,b)=d,则必能找到整数集中的k和l,使d=a∗x+b∗y;
定理二:若gcd(a,b)=1,则方程ax≡c(%b)在[0,b−1]上有唯一解;
定理三:若gcd(a,b)=d,则方程ax≡c(%b)在[0,bd−1]上有唯一解。
同余方程运用: 青蛙的约会
按照上述方法推出:(n−m)t%L=(x−y),如果(x−y)%gcd(n−m,L)=0,方程有解。其实听起来还是挺难懂。对于欧几里得函数的理解建议看这篇同类型的文章:NOI Openjudge 4975 两只鼹鼠。(事实证明理解清楚需要哪些部分后再写一遍真TM水)
#include<cstdlib> #include<iostream> #include<algorithm> using namespace std; typedef long long LL; LL gcd(LL a,LL b,LL &x,LL &y){ if(!b){x=1;y=0;return a;}//gcd(a,0)=1*a+0*0=a else{ LL ans=gcd(b,a%b,x,y); LL t=x;x=y;y=t-(a/b)*y; return ans; } }//扩展欧几里得算法 int main(){ LL x,y,m,n,L,x0,y0; cin>>x>>y>>m>>n>>L; //(x+tm)-(y+tn)=kL->(n-m)*t+L*k=(x-y)=>(n-m)t%L=(x-y) //if (x-y)%gcd(n-m,L)==0,方程有解 int ans=gcd((n-m),L,x0,y0);//不能写成gcd((n-m)/(x-y),L/(x-y),x0,y0) if((x-y)%ans!=0)cout<<"Impossible"<<endl; else{ // cout<<x0<<' '<<y0<<endl; x0=x0*(x-y)/ans; LL r=L/ans; cout<<(x0%r+r)%r<<endl; } return 0; } // 16/10/31 更新一版写法 #include <cstdio> template <class temp> inline temp _abs(temp a){ return a<0?-a:a; } template <class temp> inline void swap(temp &a,temp &b){ temp t=a;a=b;b=t; } int exgcd(int a,int b,long long &x,long long &y){ if(!b){x=1,y=0;return a;} int gcd=exgcd(b,a%b,y,x); y-=(a/b)*x; return gcd; } int query(int a,int b,int c){ long long x,y; int gcd=exgcd(a,b,x,y); if(c%gcd)return -1; x*=c/gcd; b=_abs(b/gcd); return (int)(x%b+b)%b; } int main(){ int a,b,n,m,L; scanf("%d %d %d %d %d",&a,&b,&n,&m,&L); if(n<m)swap(n,m),swap(a,b); int x=query(n-m,L,b-a); if(!~x)puts("Impossible"); else printf("%d\n",x); }
总结:同余方程的重要部分是公式变形、欧几里得函数使用两处,解决的问题应能得到ax+by=c的变形。
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