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  • 欧几里得算法&&扩展欧几里得算法

                                                                                                                欧几里德算法
            欧几里德算法又称辗转相除法,用于计算两个整数a,b的最大公约数。
    基本算法:设a=qb+r,其中a,b,q,r都是整数,则gcd(a,b)=gcd(b,r),即gcd(a,b)=gcd(b,a%b)。

    第一种证明:

          a可以表示成a = kb + r,则r = a mod b
      假设d是a,b的一个公约数,则有
      d|a, d|b,而r = a - kb,因此d|r
      因此d是(b,a mod b)的公约数
      假设d 是(b,a mod b)的公约数,则
      d | b , d |r ,但是a = kb +r
      因此d也是(a,b)的公约数

      因此(a,b)和(b,a mod b)的公约数是一样的,其最大公约数也必然相等,得证


    第二种证明:
        要证欧几里德算法成立,即证: gcd(a,b)=gcd(b,r),其中 gcd是取最大公约数的意思,r=a mod b
        下面证 gcd(a,b)=gcd(b,r)
        设  c是a,b的最大公约数,即c=gcd(a,b),则有 a=mc,b=nc,其中m,n为正整数,且m,n互为质数
        由 r= a mod b可知,r= a- qb 其中,q是正整数,
        则 r=a-qb=mc-qnc=(m-qn)c
        b=nc,r=(m-qn)c,且n,(m-qn)互质(假设n,m-qn不互质,则n=xd, m-qn=yd 其中x,y,d都是正整数,且d>1
         则a=mc=(qx+y)dc, b=xdc,这时a,b 的最大公约数变成dc,与前提矛盾, 所以n ,m-qn一定互质)则gcd(b,r)=c=gcd(a,b)
        得证。
    算法的实现:

    最简单的方法就是应用递归算法,代码如下:

    int gcd(int a,int b)
    {
        if(b==0)
            return a;
        return 
            gcd(b,a%b);
    }
    代码可优化如下:
    
     int gcd(int a,int b)
     {
        return b ? gcd(b,a%b) : a;
     }
    迭代形式:
    int Gcd(int a, int b)
    {
        while(b != 0)
        {
          int r = b;
          b = a % b;
          a = r;
        }
        return a;
    }
    
    
    

    扩展欧几里德算法

    基本算法:对于不完全为 0 的非负整数 a,b,gcd(a,b)表示 a,b 的最大公约数,必然存在整数对 x,y ,使得 gcd(a,b)=ax+by。

    证明:设 a>b。

      1,显然当 b=0,gcd(a,b)=a。此时 x=1,y=0;

      2,ab!=0 时
      设 ax1+by1=gcd(a,b);

      bx2+(a mod b)y2=gcd(b,a mod b);


      根据朴素的欧几里德原理有 gcd(a,b)=gcd(b,a mod b);

      则:ax1+by1=bx2+(a mod b)y2;

      即:ax1+by1=bx2+(a-(a/b)*b)y2=ay2+bx2-(a/b)*by2;

      根据恒等定理得:x1=y2; y1=x2-(a/b)*y2;

         这样我们就得到了求解 x1,y1 的方法:x1,y1 的值基于 x2,y2.

       上面的思想是以递归定义的,因为 gcd 不断的递归求解一定会有个时候 b=0,所以递归可以结束。

    扩展欧几里德的递归代码:

    int exgcd(int a,int b,int &x,int &y)
    {
        if(b==0)
        {
            x=1;
            y=0;
            return a;
        }
        int r=exgcd(b,a%b,x,y);
        int t=x;
        x=y;
        y=t-a/b*y;
        return r;
    }
     扩展欧几里德非递归代码:
     
    int exgcd(int m,int n,int &x,int &y)
    {
        int x1,y1,x0,y0;
        x0=1; y0=0;
        x1=0; y1=1;
        x=0; y=1;
        int r=m%n;
        int q=(m-r)/n;
        while(r)
        {
            x=x0-q*x1; y=y0-q*y1;
            x0=x1; y0=y1;
            x1=x; y1=y;
            m=n; n=r; r=m%n;
            q=(m-r)/n;
        }
        return n;
    }
    扩展欧几里德算法的应用主要有以下三方面:

    (1)求解不定方程;

    (2)求解模线性方程(线性同余方程);

    (3)求解模的逆元;
    (1)使用扩展欧几里德算法解决不定方程的办法:
      对于不定整数方程pa+qb=c,若 c mod Gcd(p, q)=0,则该方程存在整数解,否则不存在整数解。
      上面已经列出找一个整数解的方法,在找到p * a+q * b = Gcd(p, q)的一组解p0,q0后,p * a+q * b = Gcd(p, q)的其他整数解满足:
      p = p0 + b/Gcd(p, q) * t 
      q = q0 - a/Gcd(p, q) * t(其中t为任意整数)
      至于pa+qb=c的整数解,只需将p * a+q * b = Gcd(p, q)的每个解乘上 c/Gcd(p, q) 即可。
      在找到p * a+q * b = Gcd(a, b)的一组解p0,q0后,应该是得到p * a+q * b = c的一组解p1 = p0*(c/Gcd(a,b)),q1 = q0*(c/Gcd(a,b)),
      p * a+q * b = c的其他整数解满足:
      p = p1 + b/Gcd(a, b) * t
      q = q1 - a/Gcd(a, b) * t(其中t为任意整数)
      p 、q就是p * a+q * b = c的所有整数解。
    相关证明可参考:http://www.cnblogs.com/void/archive/2011/04/18/2020357.html
    用扩展欧几里得算法解不定方程ax+by=c;
    代码如下:


    (2)用扩展欧几里德算法求解模线性方程的方法:
        同余方程 ax≡b (mod n)对于未知数 x 有解,当且仅当 gcd(a,n) | b。且方程有解时,方程有 gcd(a,n) 个解。
        求解方程 ax≡b (mod n) 相当于求解方程 ax+ ny= b, (x, y为整数)
        设 d= gcd(a,n),假如整数 x 和 y,满足 d= ax+ ny(用扩展欧几里德得出)。如果 d| b,则方程
        a* x0+ n* y0= d, 方程两边乘以 b/ d,(因为 d|b,所以能够整除),得到 a* x0* b/ d+ n* y0* b/ d= b。
        所以 x= x0* b/ d,y= y0* b/ d 为 ax+ ny= b 的一个解,所以 x= x0* b/ d 为 ax= b (mod n ) 的解。
        ax≡b (mod n)的一个解为 x0= x* (b/ d ) mod n,且方程的 d 个解分别为 xi= (x0+ i* (n/ d ))mod n {i= 0... d-1}。
        设ans=x*(b/d),s=n/d;
        方程ax≡b (mod n)的最小整数解为:(ans%s+s)%s;
        相关证明:
        证明方程有一解是: x0 = x'(b/d) mod n;
        由 a*x0 = a*x'(b/d) (mod n)
             a*x0 = d (b/d) (mod n)   (由于 ax' = d (mod n))
                     = b (mod n)
        证明方程有d个解: xi = x0 + i*(n/d)  (mod n);
        由 a*xi (mod n) = a * (x0 + i*(n/d)) (mod n)
                                 = (a*x0+a*i*(n/d)) (mod n)
                                 = a * x0 (mod n)             (由于 d | a)
                                 = b
    首先看一个简单的例子:
    5x=4(mod3)
    解得x = 2,5,8,11,14......
    由此可以发现一个规律,就是解的间隔是3.
    那么这个解的间隔是怎么决定的呢?
    如果可以设法找到第一个解,并且求出解之间的间隔,那么就可以求出模的线性方程的解集了.
    我们设解之间的间隔为dx.
    那么有
    a*x = b(mod n);
    a*(x+dx) = b(mod n);
    两式相减,得到:
    a*dx(mod n)= 0;
    也就是说a*dx就是a的倍数,同时也是n的倍数,即a*dx是a 和 n的公倍数.为了求出dx,我们应该求出a 和 n的最小公倍数,此时对应的dx是最小的.
    设a 和 n的最大公约数为d,那么a 和 n 的最小公倍数为(a*n)/d.
    即a*dx = a*n/d;
    所以dx = n/d.
    因此解之间的间隔就求出来了.
        代码如下:

    bool linear_equation(int a,int b,int c,int &x,int &y)
    {
        int d=exgcd(a,b,x,y);
        if(c%d)
            return false;
        int k=c/d;
        x*=k; y*=k;    //求得的只是其中一组解
        return true;
    }
    (3)用欧几里德算法求模的逆元:
           同余方程ax≡b (mod n),如果 gcd(a,n)== 1,则方程只有唯一解。
          在这种情况下,如果 b== 1,同余方程就是 ax=1 (mod n ),gcd(a,n)= 1。
          这时称求出的 x 为 a 的对模 n 乘法的逆元。
          对于同余方程 ax= 1(mod n ), gcd(a,n)= 1 的求解就是求解方程
          ax+ ny= 1,x, y 为整数。这个可用扩展欧几里德算法求出,原同余方程的唯一解就是用扩展欧几里德算法得出的 x 。


    
    

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