C Looooops(扩展欧几里得+模线性方程)

http://poj.org/problem?id=2115

题意：给出A,B,C和k(k表示变量是在k位机下的无符号整数),判断循环次数,不能终止输出"FOREVER".

即转化成 c*x = b-a mod (2^k), 解这个模线性方程的最小正整数解。

模板题，代码很短，但是很难理解的样子。。。转载了一些有关的资料。。。

 #include <stdio.h>
 #define LL long long

 LL Extend_Euclid(LL a,LL b,LL & x,LL & y)//扩展欧几里得
 {
     if (!b)
     {
         x = ;
         y = ;
         return a;
     }
     LL ans = Extend_Euclid(b,a%b,x,y);//模线性方程
     LL t = x;
     x = y;
     y = t-a/b*y;
     return ans;
 }
 LL modular_linear(LL a,LL b,LL n)
 {
     LL x,y;
     LL d = Extend_Euclid(a,n,x,y);
     if (b%d)
         return -;
     LL e = x*(b/d)%n+n;
     return e%(n/d);
 }
 int main()
 {
     LL A,B,C,k;
     while(~scanf("%lld %lld %lld %lld",&A,&B,&C,&k))
     {
         if (!A && !B && !C && !k)
             break;
         LL ans = modular_linear(C,B-A,1LL<<k);
         if (ans==-)
             printf("FOREVER\n");
         else
             printf("%lld\n",ans);
     }
     return ;
 }

扩展欧几里德算法 线性同余方程 中国剩余定理

(1)  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。其计算原理依赖于下面的定理：
　　定理：gcd(a,b) = gcd(b,a mod b)
　　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
　　欧几里德算法就是根据这个原理来做的，其算法用C++语言描述为：
　　

int GCD(int a,int b)

{

while (b!=0) { int k=b; b=a%b; a=k; }

return a;

}

(2)   扩展欧几里德算法

　　扩展欧几里德算法是用来在已知a, b求解一组p，q使得p * a+q * b = Gcd(a, b) (解一定存在，根据数论中的相关定理)。

算法描述为：

int extended_gcd(int a,int b,int &x,int &y)

{

int ans,t;

if (b==0) { x=1; y=0; return a; }

else { ans=extended_gcd(b,a%b,x,y); t=x; x=y; y=t-(a/b)*y;}

return ans;

}

　　把这个实现和Gcd的递归实现相比，发现多了下面的x,y赋值过程，这就是扩展欧几里德算法的精髓。

　　可以这样思考:
　　对于a' = b, b' = a % b而言，我们求得x, y使得a'x + b'y = Gcd(a', b')
　　由于b' = a % b = a - a / b * b (注：这里的/是程序设计语言中的除法)
　　那么可以得到:
　　a'x + b'y = Gcd(a', b') ===>
　　bx + (a - a / b * b)y = Gcd(a', b') = Gcd(a, b) ===>
　　ay +b(x - a / b*y) = Gcd(a, b)
　　因此对于a和b而言，他们的相对应的p，q分别是y和(x-a/b*y)。

(3)  线性同余方程

对于方程 a*x+b*y=n；有整数解得充分必要条件是（n %（a，b）==0），这个定理这里就不证明了，数论书上都有。

所以方程 a*x+b*y=n；我们可以先用扩展欧几里德算法求出一组x0，y0。也就是a*x0+b*y0=（a，b）；然后两边同时除以（a，b），再乘以n。这样就得到了方程a*x0*n/（a，b）+b*y0*n/（a，b）=n；我们也就找到了方程的一个解。

还有一个定理：若（a，b）=1，且x0，y0为a*x+b*y=n的一组解，则该方程的任一解可表示为：x=x0+b*t，y=y0-a*t；且对任一整数t，皆成立。（这个证明比较简单，就不写了）

这样我们就可以求出方程的所有解了，但实际问题中，我们往往被要求去求最小整数解，所以我们就可以将一个特解x，t=b/（a，b），x=(x%t+t）%t；就可以了。

(4)  方程组的情形（中国剩余定理）

对于同余方程组：

x=a1 （mod m1）；   1

x=a2 （mod m2）；    2

方程组有一个小于m（m1，m2的最小公倍数）的非负整数解的充分必要条件是（a1-a2）%（m1，m2）==0 ，同样利用扩展欧几里德算法。

两式联立：a1+m1*y=a2+m2*z。

则：a1-a2=m2*z-m1*y; 这样就可以了解出z和y，则：x=a2+m2*z；

现在我们将其推广到一般情形：（设m1,m2,···,mk两两互素）

x=a1（mod m1）;

x=a2（mod m2）;

···

x=ak（mod mk）;其在M=m1*m2*···*mk;中有唯一整数解。

记Mi=M/mi;因为（Mi,mi）=1,故有两整数pi,qi满足Mi*pi+mi*qi=1，如果记ei=Mi*pi;那么：ei=0 （mod mj）,j!=i; ei=1（mod mj）,j=i;

很明显，e1*a1+e2*a2+···+ek*ak就是方程的一个解，加减M倍后就可以得到最小非负整数解了。

如果m1,m2,···,mk不互素，那只能两个两个求了。

x=a1 （mod m1）；

x=a2 （mod m2）；

解完后，a=x； m=m1和m2的最小公倍数。即可。