POJ - 1601 - 青蛙的约会 - (扩展欧几里得解同余方程)
2018-02-05 17:23
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AC链接:http://poj.org/problem?id=1061
参考:
http://blog.csdn.net/loi_dqs/article/details/49488851
http://blog.renren.com/share/341541251/14518239244/0
解析:
线性同余方程
同余方程即:ax≡b(mod m),a、b、m都是整数,求解x。
上面的表达式也就是(ax-b)modm=0
求解原理:
对于ax≡b(modm),存在ax+by=gcd(a,b),x、y是整数。
1、gcd(a,b)=gcd(b,a mod b)
2、有ax+by=gcd(a,b)=gcd(b,a mod b)
而gcd(b,a mod b)=bx'+(amod b)y'=ay'+b(x'-a div b*y')//最后等号一步就是打开括号整理
从而ay'+b(x'-a divb*y')=ax+by
所以可以得到x=y', y=x'-adiv b*y'
3、求解ax≡b(mod m),就可以在递归的时候由x、y堆砌求到
并且我们知道,a、b不全为0,令a>b,当b=0时,gcd(a,b)=a,此时解为x=1,y=0。
这是递归求解的最底层,是无数解当中的最小解。
对于一个式子ax+by=n,如果gcd(a,b) mod n≠0,便不存在整数解x,y。
对于本题:
我们可以设在两只青蛙跳了s次之后相遇。则方程为:(x+m*s)-(y+n*s)=k*L(k=0,1,2....);
可以化解为(n-m)*s+k*L=x-y;
(公式一)
我们令a=n-m,b=L,c=x-y;
可以得到式子a*s+b*k=c(这里的s,k就相当于上面线性同余方程的x,y)我们要求的便是这个s值。
但我们用扩展欧几里得算法算的是方程(n-m)*s’+k’*L=gcd(n-m,L)(公式二)的解(s’,k’),想要得到s只需联立两个公式得s=s’*(x-y)/gcd(n-m,L),
(按照扩展欧几里得算法我们得到s’代表一个解系,那么s也是代表一个解系,我们需要在其中找到最小解。)
进一步得到题目答案即最小解:s=[s’*(x-y)/gcd(n-m,L)]%(L/ gcd(n-m,L))
这里进一步的证明如下:
设要解的方程(求x)是:
a*x1+b*y1=c
而我们已经解得
a*x+b*y=gcd(a,b)=d
此时将第二个方程左右同时乘c/d,则可得:
a*x∗cd+b*y∗cd=c
所以:
x1=x∗cd
这样并没有完,因为这只是一组解,我们要求最小正整数解。
我们知道:若一组 < x,y > 是ax+by=c的一组解,那么
<x−bd,y+ad>
也是原方程的一组解。
这样我们只需要让解得的x不断减
其实这个过程就是模运算,所以最小正整数解就是:
x1=(x∗cd)modbd
还有一种证法。对于这个式子:
ax1+by1=c
我们可以让等式两边同时除以d,则:
adx1+bdy1=cd
相当于化简,此时对结果无影响,求就好了。
由于x≠y显然当n==m是无解,如果c mod gcd(a,b)≠0(即(x-y) mod gcd(n-m,L)≠0)也无解,输出'Impossible'(无整数解)
代码:
参考:
http://blog.csdn.net/loi_dqs/article/details/49488851
http://blog.renren.com/share/341541251/14518239244/0
解析:
线性同余方程
同余方程即:ax≡b(mod m),a、b、m都是整数,求解x。
上面的表达式也就是(ax-b)modm=0
求解原理:
对于ax≡b(modm),存在ax+by=gcd(a,b),x、y是整数。
1、gcd(a,b)=gcd(b,a mod b)
2、有ax+by=gcd(a,b)=gcd(b,a mod b)
而gcd(b,a mod b)=bx'+(amod b)y'=ay'+b(x'-a div b*y')//最后等号一步就是打开括号整理
从而ay'+b(x'-a divb*y')=ax+by
所以可以得到x=y', y=x'-adiv b*y'
3、求解ax≡b(mod m),就可以在递归的时候由x、y堆砌求到
并且我们知道,a、b不全为0,令a>b,当b=0时,gcd(a,b)=a,此时解为x=1,y=0。
这是递归求解的最底层,是无数解当中的最小解。
对于一个式子ax+by=n,如果gcd(a,b) mod n≠0,便不存在整数解x,y。
对于本题:
我们可以设在两只青蛙跳了s次之后相遇。则方程为:(x+m*s)-(y+n*s)=k*L(k=0,1,2....);
可以化解为(n-m)*s+k*L=x-y;
(公式一)
我们令a=n-m,b=L,c=x-y;
可以得到式子a*s+b*k=c(这里的s,k就相当于上面线性同余方程的x,y)我们要求的便是这个s值。
但我们用扩展欧几里得算法算的是方程(n-m)*s’+k’*L=gcd(n-m,L)(公式二)的解(s’,k’),想要得到s只需联立两个公式得s=s’*(x-y)/gcd(n-m,L),
(按照扩展欧几里得算法我们得到s’代表一个解系,那么s也是代表一个解系,我们需要在其中找到最小解。)
进一步得到题目答案即最小解:s=[s’*(x-y)/gcd(n-m,L)]%(L/ gcd(n-m,L))
这里进一步的证明如下:
设要解的方程(求x)是:
a*x1+b*y1=c
而我们已经解得
a*x+b*y=gcd(a,b)=d
此时将第二个方程左右同时乘c/d,则可得:
a*x∗cd+b*y∗cd=c
所以:
x1=x∗cd
这样并没有完,因为这只是一组解,我们要求最小正整数解。
我们知道:若一组 < x,y > 是ax+by=c的一组解,那么
<x−bd,y+ad>
也是原方程的一组解。
这样我们只需要让解得的x不断减
b/d,直到再减就为负数时,所得的x就是我们要的解。
其实这个过程就是模运算,所以最小正整数解就是:
x1=(x∗cd)modbd
还有一种证法。对于这个式子:
ax1+by1=c
我们可以让等式两边同时除以d,则:
adx1+bdy1=cd
相当于化简,此时对结果无影响,求就好了。
由于x≠y显然当n==m是无解,如果c mod gcd(a,b)≠0(即(x-y) mod gcd(n-m,L)≠0)也无解,输出'Impossible'(无整数解)
代码:
#include<iostream> #include<string> #include<cstdio> #include<algorithm> #include<cmath> #include<iomanip> #include<queue> #include<cstring> #include<map> using namespace std; typedef long long ll; ll n,m,x,y,L; ll extend_Euclide(ll a,ll b,ll &x,ll &y) { if(b==0) { x=1; y=0; return a; } ll t=extend_Euclide(b,a%b,x,y); ll temp=x; x=y; y=temp-(a/b)*y; return t; } int main() { ll res,ans,tmp; while(scanf("%lld%lld%lld%lld%lld",&x,&y,&m,&n,&L)!=EOF) { if(m==n) { printf("Impossible\n"); continue; } ll gcd=extend_Euclide(n-m,L,res,tmp); //解方程(n-m)*s+k*L=gcd(n-m,L),这里gcd就是gcd(n-m,L),res就是s,tmp就是k,(s,k)是一组解 if((x-y)%gcd) { printf("Impossible\n"); }else{ ll mod=L/gcd; ans=(res*(x-y)/gcd%mod+mod)%mod;//求最小解 printf("%lld\n",ans); } } return 0; }
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