暑假NOIP笔记—数论
来源:互联网 发布:2016融资租赁行业数据 编辑:程序博客网 时间:2024/05/16 19:15
数论小结
今天上午数论,下午组合数学,and第一天。
上午主要讲了7点
- 取模
- 快速幂
- 快筛素数
- 分解质因数
- 约数个数(和)
- 欧拉函数
- 欧拉定理以及费马小定理
取模
- 加法
(A+B) mod C = (A mod C + B mod C) mod C
- 减法
(A-B) mod C = (A mod C - B mod C) mod C
- 乘法
(A * B) mod C = (A mod C) * (B mod C) mod C
特殊强调的是对于减法取模要通过加减若干个MOD 来使ans在0~MOD-1的范围内。
※ A%B=A-(A/B)*B
取模的应用
Quickpow(快速幂) 用到了二进制拆分的思想,比如说13=(1101)2,那么a^13=a*a^4*a^8,可以利用这种思想来求解 a^b %p 的问题
int Quick_pow(int x,int y){ int ans=1; x%=MOD; while(y) { if(y%2==1) { ans=(ans*x)%MOD; } y/=2; x=(x*x)%MOD; } return ans;}
EX:
等比数列和取模
(1+a+a^2+a^3+…+a^b)%p 1<=a, b, p <= 10^9
同样,可以用二进制拆分的方法:
把左面看作一个整体,再上右面找到一个相乘,这样就可以得到a+a^2+…a^x的和了,剩下的暴力算就好了。
快筛素数
#include<stdio.h>bool book[50001001];int prime[5000000];int cnt;void pre_init(long long n){ for(int i=2;i<=n;i++) { if(book[i]==0) { prime[cnt++]=i; } for(int j=0;j<cnt&&i*prime[j]<=n;j++) { book[i*prime[j]]=1; if(i%prime[j]==0) { break; } } }}
筛素数的算法很重要,时间复杂度计算如下:
筛的次数近似为n * lnln N
所以算法复杂度为O(n loglog N)
在sqrt(N)内,为sqrt(N/(lnN))
用线性筛法同样可以筛欧拉,以及其他的一些积性函数,在后面会有提及。
分解质因数
一个数最多只有一个大于sqrt(P)的质因子。
依次试除1..sqrt(P)即可。
优化:只试除质数
Bettter solution: Pollard’s Rho (据说没什么用)
约数个数(和)
如果有一个sqrt(N)…N内的约数,则必有一在1…sqrt(N)内的约数与之对应
枚举1…sqrt(N)内的所有数即可
long long f(long long n){ long long ret=1; for(long long i=2;i*i<=n;i++) { long long cnt=0; while(n%i==0) { cnt++; n/=i; } ret*=(cnt+1); } if(n!=1) { ret=ret*2; } return ret;}
设d(x)为x的约数个数,求d(1)+d(2)+d(3)+…+d(n)
其实很简单了,for(int i=1;i<=n;i++) sum+=(x/i);
这里的(x/i)表示有这些个数有约数i
在这里引申一个概念 “调和级数”
名称定义:
很早就有数学家研究,比如中世纪后期的数学家Oresme在1360年就证明了这个级数是发散的。他的方法很简单:
1 +1/2+1/3 +1/4 + 1/5+ 1/6+1/7+1/8 +…
1/2+1/2+(1/4+1/4)+(1/8+1/8+1/8+1/8)+…
注意后一个级数每一项对应的分数都小于调和级数中每一项,而且后面级数的括号中的数值和都为1/2,这样的1/2有无穷多个,所以后一个级数是趋向无穷大的,进而调和级数也是发散的。
从更广泛的意义上讲,如果An是全部不为0的等差数列,则1/An就称为调和数列,求和所得即为调和级数,易得,所有调和级数都是发散于无穷的。 —— [ 百度百科 ]
1 +1/2+1/3 +1/4 + 1/5+ 1/6+1/7+1/8 +…+1/n =ln(n+1)+r;
r为一个常数约等于0.5772156649
欧拉函数
主要强调一下 欧拉函数 是一个积性函数 ,
若m,n互质,φ(mn)=φ(m)φ(n)
通常可以用一下方法实现:
long long Euler(long long n){ long long num=n; for(long long i=2;i*i<=num;i++) { if(n%i==0) { num=(num/i)*(i-1); while(n%i==0) { n/=i; } } } if(n>1) { num=num/n*(n-1); } return num;}
但是,就像之前说过的,我们可以在快筛素数的同时,进行快筛欧拉
void pre_init(ll n){ phi[1]=1; for(ll i=2;i<=n;i++) { if(book[i]==0) { prime[cnt++]=i; phi[i]=i-1; } for(ll j=0;j<cnt&&i*prime[j]<=n;j++) { book[i*prime[j]]=1; if(i%prime[j]==0) { phi[i*prime[j]]=phi[i]*prime[j]; break; } else { phi[i*prime[j]]=phi[i]*(prime[j]-1); } } }}
BZOJ2818就是典型的题目,类似的,Visible Lattice Points同样如此。
#include<stdio.h>#include<string.h>#define MAXN 1000000typedef long long ll;ll cnt,n;ll prime[MAXN],book[MAXN],phi[MAXN],f[MAXN];void pre_init(ll n){ phi[1]=1; for(ll i=2;i<=n;i++) { if(book[i]==0) { prime[cnt++]=i; phi[i]=i-1; } for(ll j=0;j<cnt&&i*prime[j]<=n;j++) { book[i*prime[j]]=1; if(i%prime[j]==0) { phi[i*prime[j]]=phi[i]*prime[j]; break; } else { phi[i*prime[j]]=phi[i]*(prime[j]-1); } } }}int main(){ while(~scanf("%lld",&n)) { pre_init(n); ll sum=0; for(ll i=1;i<=n;i++) { sum+=phi[i]; } printf("%lld\n",sum*2+1); } return 0;}
同样,也可以用类似的方法筛逆元,需要强调的是 逆元 具有完全积性 也就是说f(ab)=f(a)f(b)且a,b不需要互质。
欧拉定理&费马小定理
略
Afternoon:
下午的很多知识都是建立在上午的基础上,主要有以下的几方面:
- 欧几里得算法及扩展
- 中国剩余定理
- 组合数取模
- 余数之和
- 高斯消元
- 其它
First,引出一道很有趣的题目【bzoj2721】[Violet 5]樱花
意为 1/x+1/y=1/(n!) [给定n]求解的个数
Solution:
设z=n! => xz+yz=xy => x=yz/(y-z) =>(1+z/(y-z))*z
=>z+(z)^2/(y-z)
所以就转化为了求z的约数个数,也就是n!的约数个数了。
欧几里得算法
欧几里得算法又名“辗转相除法”,还是觉得 辗转相除法 这个 名字更揭示了本质。欧几里得算法 是用于求a,b两个数的最大公约数
Gcd(a,b)=Gcd(b,a mod b)
像其他的算法定理一样,我们不需要知道它是怎么来的 ,会用就好。
如:
4,6 -> 2,4 ==> 2
3,8 -> 2,3 -> 1,2 ==> 1
2,9 -> 1,2 ==> 1
Ex:
欧几里得算法的扩展应用是求不定方程的解 ax+by=d ,显然,当d%( lcm(a,b) )为真时才有解,这是其必要条件。
下面来看 推导过程:
先由特殊到一般,当d=gcd(a,b)时:
ax + by =d => bx + (a - a / b * b)y d =>ay +b(x - a / b*y) =d
这样 就又化成了 ax+by 的形式,只不过x=y ; y=(x - a / b*y)
Sumarry:
已知a,b求接一组p,q,令 pa+qb=Gcd(p,q)[解一定存在]
And,若要求ax+by=c(c不需要特殊),即在每个解上乘上 c/Gcd(p,q)
若(x0,y0)为一组解,则所有解 x=x0+bt ; y=y0-at ,n∈N*
long long Exgcd(long long a,long long b){ if(b==0) { x=1; y=0; ret=a; } else { ret=Exgcd(b,a%b); long long t=x; x=y; y=t-a/b*x; } return ret;}
中国剩余定理
中国剩余定理又名 孙子定理,中国古代求解一次同余式组(见同余)的方法。
了解孙子定理,一定要知道“构造法”,也是求解的重要思想。
证明如下:
a≡b(mod m) 是个很重要的概念,虽说这个很基础,但是必须要强调一下 ,因为如果这个 不十分清晰那么对于后续的做题会造成很大的困扰。
a≡b(mod m) 读作a与b对模m同余 即(a-b)/m为整数
经典题目:VIJOS P1164曹冲养猪
#include<stdio.h>#define max 1000long long a[max+1];long long b[max+1];long long ret;long long x=1,y=0;void Exgcd(long long a,long long b){ if(b==0) { x=1; y=0; } else { Exgcd(b,a%b); long long t=x; x=y; y=t-a/b*x; }}long long remider(long long *a,long long *b,long long ilen){ long long i,n=1; for(i=0;i<ilen;i++) { n*=a[i]; } for(i=0;i<ilen;i++) { long long m=n/a[i]; x=1,y=0; Exgcd(m,a[i]); x=(x%a[i]+a[i])%a[i]; ret=(ret+m*b[i]*x%n)%n; } return ret;}int main(){ long long ilen; scanf("%lld",&ilen); for(int i=0;i<ilen;i++) { scanf("%lld%lld",&a[i],&b[i]); } printf("%lld",remider(a,b,ilen)); return 0;}
组合数取模
组合数取模的应用之一就是所谓的二项式展开系数
(a+b)^n=a^n + a^(n-1)b + a^(n-2) b^2 + a^(n-3)*b^3 + …….+a^3 b^(n-3) + a^2 b^(n-2)+ a b^(n-1) + b^n
组合数取模的其它知识之前也有转载过相关文章,自我觉得还是相当好的,在这里就 不赘述了
http://blog.csdn.net/z_mendez/article/details/46593827
余数之和
明确 A%B=A-(A/B)*B,就好了 ~
#include<stdio.h>#include<string.h>#define MANX 1000000000typedef long long ll;ll n,k;ll min(ll a,ll b){return a<b?a:b;}int main(){ scanf("%lld%lld",&n,&k); ll ans=n*k,sub=0; for(ll i=1;i<=min(n,k);i++) { ll a=k/i,b=k/a; b=min(b,n); sub+=a*(i+b)*(b-i+1)/2; i=b; } printf("%lld\n",ans-sub); return 0;}
其它
高斯消元
题目List:
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- BZOJ 2818 GCD
- BZOJ 2142 礼物
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- BZOJ 1257 余数之和
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