扩展gcd-时间复杂性

题目内容：

计算循环语句的执行频次 for(i=A; i!=B ; i+=C) x+=1;其中A,B,C,i都是k位无符号整数。

输入描述

A B C k, 其中0<k<32

输出描述

输出执行频次数，如果是无穷，则输出“forever”

输入样例

3 7 2 16

输出样例

2

Description

A Compiler Mystery: We are given a C-language style for loop of type 

for (variable = A; variable != B; variable += C)
  statement;

I.e., a loop which starts by setting variable to value A and while variable is not equal to B, repeats statement followed by increasing the variable by C. We want to know how many times does the statement get executed for particular values of A, B and C, assuming that all arithmetics is calculated in a k-bit unsigned integer type (with values 0 <= x < 2^k) modulo 2^k. 

Input

The input consists of several instances. Each instance is described by a single line with four integers A, B, C, k separated by a single space. The integer k (1 <= k <= 32) is the number of bits of the control variable of the loop and A, B, C (0 <= A, B, C < 2^k) are the parameters of the loop. 

The input is finished by a line containing four zeros.

Output

The output consists of several lines corresponding to the instances on the input. The i-th line contains either the number of executions of the statement in the i-th instance (a single integer number) or the word FOREVER if the loop does not terminate.

Sample Input

3 3 2 163 7 2 167 3 2 163 4 2 160 0 0 0

Sample Output

0232766FOREVER

考察扩展欧几里得算法：

#include <stdio.h>#include <math.h>long extended_euclid(long a, long b, long  &x, long &y ){if(b==0){x=1;y=0;return a;     //d=a，x=1,y=0,此时等式d=ax+by成立}int d=extended_euclid(b, a%b, x, y );int xt=x;x=y;y=xt-a/b*y;return d;}int main(){int A, B, C, k;long a, b;long n;while(scanf("%d %d %d %d", &A, &B, &C, &k)!=EOF){    if(A==0 && B==0 && C==0 && k==0)        break;n=1;for(int i=1; i<=k; i++){n=n*2;}a=C;b=B-A;long x, y;        long d=extended_euclid (a, n, x, y );if(b%d!=0) //无解{printf("FOREVER\n");continue ;}        x=(x*(b/d))%n;        x=(x%(n/d)+n/d)%(n/d);printf("%lld\n", x);}return 0;}

/* 扩展欧几里德算法源于欧几里德算法。 欧几里德算法：gcd（a，b）= gcd（b，a%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  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。  (1).拓展欧几里德是用来求二元一次不定方程a*x+b*y=gcd(a,b)的整数解 我们这样想 对于a'=b, b'=a%b=a-(a/b*b), a*x+b*y=gcd(a,b) a'*x0+b'*y0=gcd(a',b')=gcd(a,b)=a*x+b*y b*x0+(a-a/b*b)y0=a*x+b*y a*y0+b*(x0-a/b*y0)=a*x+b*y 所以： x=y0 ; y=x0-a/b*y0  扩展欧几里德算法如下： //d=ax+by,其中最大公约数d=gcd(a,b)，x、y为方程系数，返回值为d、x、y long long ext_gcd(long long a, long long b, long long & x, long long & y) //ax+by=gcd(a,b) { if(!b) { x=1; y=0; return a; //d=a，x=1,y=0,此时等式d=ax+by成立 } long long d=ext_gcd(b,a%b,x,y); long long xt=x; x=y; y=xt-a/b*y; return d; //对于拓展的欧几里德算法有：x=y0; y=x0-a/b*y0; } (2).求更常规的a*x+b*y=n方程的整数解  可以通过对a*x+b*y=gcd(a,b)方程的求解，转化成为求二元一次不定方程a*x+b*y=n 若gcd（a，b）不能整除n，这个方程无整数解，反之，若解得a*x+b*y=gcd(a,b)的解为x0，y0， 则方程两边同乘n再除以gcd（a，b）得a*（n/gcd(a,b)*x0)+b*(n/gcd(a,b)*y0)=n 所以方程解为x=n/gcd(a,b)*x0，y=n/gcd(a,b)*y0。 (3).更通常的是：我们需要求解方程的最小整数解 若我们已经求得x0,y0为方程中x的一组特解，那么 x=x0+b/gcd(a,b)*t，y=y0-a/gcd(a,b)*t(t为任意整数）也为方程的解 且b/gcd(a,b)，a/gcd(a,b)分别为x，y的解的最小间距，所以x在0~b/gcd(a,b)区间有且仅有一个解， 同理y在0~a/gcd(a,b)同样有且仅有一个解，这个解即为我们所需求的最小正整数解。  为什么b/gcd(a,b)，a/gcd(a,b)分别为x，y的解的最小间距？ 解：假设c为x的解的最小间距，此时d为y的解的间距，所以x=x0+c*t，y=y0-d*t（x0，y0为一组特解，t为任意整数） 带入方程得：a*x0+a*c*t+b*y0-b*d*t=n,因为a*x0+b*y0=n，所以a*c*t-b*d*t=0，t不等于0时，a*c=b*d 因为a,b,c,d都为正整数，所以用最小的c，d，使得等式成立，ac，bd就应该等于a，b的最小公倍数a*b/gcd(a,b), 所以c=b/gcd(a,b)，d就等于a/gcd(a,b)。  所以，若最后所求解要求x为最小整数，那么x=(x0%（b/gcd(a,b))+b/gcd(a,b))%(b/gcd(a,b))即为x的最小整数解。 x0%（b/gcd(a,b))使解落到区间-b/gcd(a,b)~b/gcd(a,b)，再加上b/gcd(a,b)使解在区间0~2*b/gcd(a,b)， 再模上b/gcd(a,b)，则得到最小整数解（注意b/gcd(a,b)为解的最小距离，重要） */