『扩展欧几里得算法 Extended Euclid』

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<正文>

Euclid算法(gcd)

在学习扩展欧几里得算法之前,当然要复习一下欧几里得算法啦。
众所周知,欧几里得算法又称gcd算法,辗转相除法,可以在\(O(log_2b)\)时间内求解\((a,b)\)(a,b的最大公约数)。
其核心内容可以陈述为:\((a,b)=(b,a\%b)\),然后反复迭代该式缩小\(a,b\)规模,直到\(b=0\),得到a为最大公约数。

证明

设两数为\(a\ b(b<a)\),求它们最大公约数的步骤如下:用\(b\)\(a\),即\(a/b=q…..r\),得\(a=bq+r(0≤r<b)\),即为余数,\(q\)是这个除法的商)。若\(r=0\),则\(b\)\(a\)\(b\)的最大公约数,\(a\)\(b\)存在倍数关系。若\(r≠0\),则继续考虑。

首先,应该明白的一点是任何 \(a\)\(b\) 的公约数都是 \(r\) 的公约数。要想证明这一点,就要考虑把 \(r\) 写成 \(r=a-bq\)。现在,如果 \(a\)\(b\) 有一个公约数 \(d\),而且设 \(a=sd , b=td\), 那么 \(r = sd-tdq = (s-tq)d\)。因为这个式子中,所有的数(包括 \(s-tq\))都为整数,所以 \(r\) 可以被 \(d\) 整除。

对于所有的 \(d\) 的值,这都是正确的。所以 \(a\)\(b\) 的最大公约数也是 \(b\)(因为\(b< a\),所有取b继续运算才能不断缩小规模,直至两数有倍数关系) 和 \(r\) 的最大公约数。因此我们可以继续对 \(b\)\(r\) 进行上述取余的运算。这个过程在有限的重复后,可以最终得到 \(r=0\) 的结果,我们也就得到了 \(a\)\(b\) 的最大公约数

实现

\(Code:\)

inline int Euclid(int a,int b){return b==0?a:Eucild(b,a%b);}

Extended Euclid算法(exgcd)

那么接下来就是扩展欧几里得啦。
正如其名,扩展欧几里得算法就是基于欧几里得算法的扩展运用。该算法用于解决一下模型的问题:

求解关于\(x,y\)的二元不定方程\(ax+by=c\)的整数解

在讲解算法之前,需要先了解该算法的核心,即裴蜀定理:

对任何整数\(a,b\),关于未知数x和y的线性丢番图方程(称为裴蜀等式):\(ax+by=c\),方程有整数解当且仅当\(c\)\((a,b)\)的倍数。裴蜀等式有解时必然有无穷多个解。

证明

1.必要性证明:如果有整数解,则\(c\)\(p\)的倍数
\(p=(a,b)\),设\(a=a'p\)\(b=b'p\),则有\((a',b')=1\)成立。那么

\[ax+by=c \\⇒a'px+b'py=c \\⇒p(a'x+b'y)=c \]

那么\(c\)就是\(p\)的一个因数,所以\(p|c\)得证。

2.充分性证明:如果\(c\)\(p\)的倍数,则\(ax+by=c\)有整数解
\(p=(a,b)\),记欧几里得算法中每一次辗转得到的数对为\((a_1,b_1),(a_2,b_2),...,(a_n,b_n)\),其中,\((a_1,b_1)\)即为\((a,b)\)\((a_n,b_n)\)即为\((p,0)\),符合辗转相除法的流程。
对于\((a_n,b_n)\),求方程\(a_nx+b_ny=c\)的解,由于\(a_n=p,b_n=0\),我们可以构造一组解:

\[\begin{cases} x_n=\frac{c}{p} \\∀y_n\in Z \end{cases} \]

适用于\((a_n,b_n)\),且\((x_n,y_n)\)一定为整数(因为\(p|c\)\(y_n\)取任意整数)。

至此,数学归纳法的底基证明完毕。

由于辗转相除法,我们可以得知

\[a_n=b_{n-1}\ ① \\b_n=a_{n-1}\%b_{n-1} \\⇒b_n=a_{n-1}-\lfloor a_{n-1}/b_{n-1}\rfloor b_{n-1}\ ② \]

我们刚才已经推得:\(a_nx+b_ny=c\)的一组整数解\((x_n,y_n)\),那么可以把\(①②\)两式代入\(a_nx+b_ny=c\)得:

\[(b_{n-1})x+(a_{n-1}-\lfloor a_{n-1}/b_{n-1}\rfloor b_{n-1})y=c \]

且对于该方程,解\((x_n,y_n)\)仍适用,即:

\[(b_{n-1})x_n+(a_{n-1}-\lfloor a_{n-1}/b_{n-1}\rfloor b_{n-1})y_n=c \]

成立,可以进行推导:

\[(b_{n-1})x_n+(a_{n-1}-\lfloor a_{n-1}/b_{n-1}\rfloor b_{n-1})y_n=c \\⇒b_{n-1}x_n+a_{n-1}y_n-\lfloor a_{n-1}/b_{n-1}\rfloor b_{n-1} y_n=c \\⇒a_{n-1}y_n+b_{n-1}(x_n-\lfloor a_{n-1}/b_{n-1}\rfloor y_n)=c\ ③ \]

注意到两项的系数分别为\(a_{n-1},b_{n-1}\),所以对于方程\(a_{n-1}x+b_{n-1}y=c\),通过③式可以直接得到一组解:

\[\begin{cases} x_{n-1}=y_n \\y_{n-1}=x_n-\lfloor a_{n-1}/b_{n-1}\rfloor y_n \end{cases} \]

由此,我们利用辗转相除法的关系,通过方程\(a_nx+b_ny=c\)的一组解\((x_n,y_n)\),推得了方程\(a_{n-1}x+b_{n-1}y=c\)的一组解\((x_{n-1},y_{n-1})\)
同样地,我们可以由\((x_i,y_i)\)的一组解,得到方程\(a_{i-1}x+b_{i-1}y=c\)的一组解\((x_{i-1},y_{i-1})\)

\[\begin{cases} x_{i-1}=y_i \\y_{i-1}=x_i-\lfloor a_{i-1}/b_{i-1}\rfloor y_i \end{cases} \]

由上,数学归纳法完成证明:如果我们得知\(a_nx+b_ny=c\)的一组解\((x_n,y_n)\),且\((a_1,b_1),(a_2,b_2),...,(a_n,b_n)\)是由辗转相除法得到的序列,那么我们就可以通过以上方法得到原方程\(a_1x+b_1y=c\)的解\((x_1,y_1)\)

然而,我们已经通过构造法得到\(a_nx+b_ny=c\)的一组解\((x_n,y_n)\),且保证c是p的倍数时,整数解\((x_n,y_n)\)一定存在。故c是p的倍数时,方程\(ax+by=c\)一定有整数解。充分性得证。

实现

回归正题,看扩展欧几里得算法。
千万不要想着不看证明咯。裴蜀定理的充分性证明过程就是扩展欧几里得算法的流程。
先由辗转相除法求解\((a,b)\),得到\(p=(a,b)\)
同时,构造解\((x_n,y_n)\)

\[\begin{cases} x_n=\frac{c}{p} \\∀y_n\in Z \end{cases} \]

在递归的回溯过程中,利用公式:

\[\begin{cases} x_{i-1}=y_i \\y_{i-1}=x_i-\lfloor a_{i-1}/b_{i-1}\rfloor y_i \end{cases} \]

倒推每一组\((a_i,b_i)\)的解\((x_i,y_i)\)
最后得到\((a,b)\)和原方程\(ax+by=c\)的一组解\((x,y)\)
至此,扩展欧几里得算法完成。

\(Code:\)

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
inline int Extended_Euclid(int a,int &x,int b,int &y,int c)
{
	if(b==0){x=c/a,y=0;return a;}
	else
	{
		int p=Extended_Euclid(b,x,a%b,y,c);
		int x_=x,y_=y;
		x=y_; y=x_-a/b*y_; 
		return p;
	}
}
int main(void)
{
	int a,b,c;
	scanf("%d%d%d",&a,&b,&c);
	int p,x,y;
	p=Extended_Euclid(a,x,b,y,c);
	printf("(%d,%d)=%d\n",a,b,p);
	printf("x=%d,y=%d\n",x,y);
}

<后记>

posted @ 2018-12-13 19:38  Parsnip  阅读(2452)  评论(0编辑  收藏  举报