数论-约数

作者: dachengquan | 来源:发表于2020-07-29 16:19 被阅读0次

    1约数

    定义:若整数n除以整数d的余数为0,即d能整除n,则称d是n的约数,n是d的倍数,记作d|n

    1.2算数基本定理的推导

    在算法基本定理中N=p_1^{c_1}p_2^{c_2}...p_m^{c_m},其中c_i都是正整数,p_i都是质数,且满足p_1<p_2<...<p_m,则N的正约数集合可以表示为:
    {p_1^{b_1}p_2^{b_2}...p_m^{b_m}},其中0\leq b_i\leq c_i
    N的正约数个数为
    (c_1+1)*(c_2+1)*...*(c_m+1)= \prod_{i=1}^m (c_i+1)
    N的所有正约数的和
    (1+p_1+p_1^2+...+p_2^{c_1})*...*(1+p_m+p_m^2+...+p_m^{c_m})=\prod_{i=1}^m(\sum_{j=0}^{c_i}(p_i)^j)

    1.3求N的正约数集合-试除法

    若d>\sqrt{n}是一个约数那么n/d<\sqrt{n}也是一个约数。每个约数都是关于\sqrt n对称的。还有完全平方数。因此只要扫描1~\sqrt n的所有数将d和n/d作为约数加入到集合中就可以。

    1.4求1~n每个数的正约数集合-倍数法

    以d为正约数的数有d,2d,3d,4d....\lfloor n/d \rfloor*d从1到n扫描每个数,将每个数的倍数的正约数集合都加入d。

    1.5反素数

    对于任何正整数x,其约数的个数记作g(x),对于任意的0<i<x都满足g(i)<g(x)的数叫反素数。
    性质1:其中1~ n中最大的反素数就是,1~n是约数最多的数中最小的一个。
    性质2:不同质因数最多的数是10个因为2∗3∗5∗7∗11∗13∗17∗19∗23∗29∗31>2∗10^9,且所有质因数的指数总和不超过30,因为2^{31}>2∗10^9
    性质3:将x分解成2^{c_1}∗3^{c_2}∗5^{c_3}∗7^{c_4}∗11^{c_5}∗13^{c_6}∗17^{c_7}∗19^{c_8}∗23^{c_9}∗29^{c_10}后,c_1\geq c_2\geq...\geq c_{10}每个数的指数是单调递减,因为可以将这个质数指数与一个较小的质数的指数交换,交换完毕后,数变小,但是正约数个数不变。
    有了这三个性质对每个质数的指数进行dfs搜索就可以了。
    余数之和

    #include<iostream>
    using namespace std;
    bool st[100];
    int primes[100],cnt = 1;
    int c[100];//储存每个质因子的个数
    long long n,ans,k = 0;
    void get_primes(int n){
        for(int i = 2;i < n;i++){
            if(!st[i]) primes[cnt++] = i;
            for(int j = 1;primes[j]*i < n;j++){
                st[i*primes[j]] = true;
                if(i%primes[j]==0) break;
            }
        }
    }
    
    void dfs(long long sum,long long count,int last){
        if(sum>n) return;
        if(count>k||(count==k&&sum<ans)) ans = sum,k = count;
        for(int i = last;i < 11;i++){
            if(c[i-1]>c[i]&&primes[i]*sum<=n){
                c[i]++;
                dfs(sum*primes[i],(count/c[i])*(c[i]+1),i);
                c[i]--;
            }
        }
    }
    
    int main(){
        get_primes(100);
        c[0] = 0xfffffff;
        cin>>n;
        dfs(1,1,1);
        cout<<ans<<endl;
    }
    
    
    

    1.6余数之和

    给出正整数n和k,计算j(n, k)=k mod 1 + k mod 2 + k mod 3 + … + k mod n的值。

    例如j(5, 3)=3 mod 1 + 3 mod 2 + 3 mod 3 + 3 mod 4 + 3 mod 5=0+1+0+3+3=7。
    k\pmod i = k - \lfloor k/i \rfloor *i
    j(n, k) = nk - \sum_{i=1}^n \lfloor k/i \rfloor *i
    \sum_{i=1}^n \lfloor k/i \rfloor这个式子中k/i向下取整最多能取2*\sqrt{n}个数,如果我们能确定每个数的范围,那么O(\sqrt n)的时间就可以求出答案。
    问题可以变为给出f(x) = \lfloor k/x \rfloor求出满足f(x)不变时,x的取值范围。我们设x是f(x)的左边界,那么右边界是多少呢?
    f(x) = \lfloor k/x \rfloor,g(x) = \lfloor k/f(x) \rfloor
    g(x)就是f(x)的右边界。可以理解为,我们先将k分为f(x)+1段,前x段每段长x,最后一段长度不固定,所有长度相加为k。我们要求最大的x。另每一段长度最大就是最后一段长度最小。其他位置均分k,分为f(x)段,并且我们要求的是取整数,所以x/f(x)需要向下取整。

    #include<cstdio>
    #include<iostream>
    using namespace std;
    int main(){
        long long n,k;
        cin>>n>>k;
        long long ans = n*k;
        for(long long x = 1,gx = 0;x <= n;x = gx+1){
            if(k/x==0) break;
            gx = min(k/(k/x),n);
            ans -= (k/x)*(gx + x)*(gx - x + 1)/2;
        }
        cout<<ans<<endl;
    }
    

    2最大公约数

    自然数d同时是a,b的约数,称d是公约数,d是所有公约数中最大的数d就是最大公约数,记作gcd(a,b)
    自然数m同时是a,b的倍数,称m是公倍数。m是所以公倍数中最小的数,那么m就是最小公倍数记作lcm(a,b)
    定理:\forall a,b \in \mathbb{N}都有gcd(a,b)*lcm(a,b) = a*b
    证明:d = gcd(a,b),lcm(a,b) = lcm(a/d,b/d)*d = a*b/d = a*b / gcd(a,b)
    更相减损术:
    \forall a,b \in \mathbb{N},a\geq bgcd(a,b)=gcd(a-b,b)=gcd(a,a-b)
    \forall a,b \in \mathbb{N},gcd(2a,2b) = 2gcd(a,b)
    证明:d是a,b的任意约数,那么d|a,d|b所以d|(a-b)所以这三个集合的公约数集合相等。
    欧几里得算法:
    \forall a,b \in \mathbb{N},b\neq 0,gcd(a,b) = gcd(b,a\pmod b)
    证明:若a<b,gcd(a,b) = gcd(b,a)
    若a>=b,令a = qb+r其中0\leq r < b显然r是a \pmod b的约数。对于a,b任意公约数d。d|a,d|q*b所以d|(a-qb)因此d也是r的约数。

    3互质与欧拉函数

    定义:\forall a,b \in \mathbb{N},gcd(a,b) =1,则称a,b互质。gcd(a,b,c)称为a,b,c互质,而gcd(a,b)=gcd(b,c)=gcd(a,c)=1称为两两互质。例如2,3,4互质但是不是两两互质。
    欧拉函数
    1~N中与N互质的数的个数被称为欧拉函数,记为\varphi(N)
    欧拉函数的计算方法是对N分解N = p_1^{c_1}p_2^{c_2}...p_m^{c_m}
    \varphi(N) = N * \frac{p_1 - 1}{p_1}* \frac{p_2 - 1}{p_2}* ...*\frac{p_m - 1}{p_m}
    对N个数,排除以p为质因子的数,得到的就是欧拉函数。

    3.1欧拉函数的性质

    性质1:\forall n>1,1~n中与n互质的数的和为n*\varphi(n)/2
    性质2:若a,b互质,则\varphi(ab) = \varphi(a)*\varphi(b)
    证明性质1:gcd(n,x) = gcd(n,n-x),所以与n互质的数是成对出现的分别为x和n-x平均值是\frac n 2一共有\varphi(n)个。
    证明性质2:根据求欧拉函数的公式,直接带入等式。等式左右两边相等。
    下面这个定义是积性函数的定义。
    定义:如果当a,b互质时,有f(ab) = f(a)*f(b),那么称函数f为积性函数。
    性质3欧拉函数满足,积性函数也满足。
    性质3:若f是积性函数,且在算数基本定理中,n = \prod_{i=1}^mp_i^{c_1}f(n) = \prod_{i=1}^m f(p_i^{c_1})
    性质4:设p为质数,若p|np^2|n\varphi(n) = p*\varphi(n/p)
    性质5:设p为质数,若p|np^2\nmid n\varphi(n) = (p-1)*\varphi(n/p)
    性质6:\sum\nolimits_{d\mid n}\varphi(d) = n
    证明:首先看性质3直接代入求欧拉函数的公式即可,等式两边相等。
    性质4,n/p包含质数p,n与n/p的质因数集合相同。求欧拉函数的公式中,只有N不同。从而可以推出关系。
    性质5,n/p不包含质数p,n包含质数p。求欧拉函数的公式中,N不同,并且n/p比n少乘了一个\frac{p-1}{p}
    性质6:首先证明\sum\nolimits_{d\mid n}\varphi(d) = n是积性函数。gcd(n,m)=1令f代表这个公式。
    f(nm) = \sum\nolimits_{d\mid nm}\varphi(d) = \sum\nolimits_{d\mid n}\varphi(d) * \sum\nolimits_{d\mid m}\varphi(d)=f(n)*f(m)
    n与m互质,证明了f是积性函数。对于单个因此p^m来说,f(p^m) = \varphi(1)+\varphi(p)+\varphi(p^2)+...+\varphi(p^m) = p^m
    因此对于整个n分解为几个p_i^{c_i}然后使用积性函数性质求出f(n)。

    3.3利用埃筛计算欧拉函数的公式

    埃筛会将每个合数被他不同的质因数筛一次。例如12被2和3筛。而欧拉函数需要被每个不同质因数p,\frac{p-1}{p}乘一次。修改代码的筛法,从标记合数,变为对欧拉函数执行乘法。

    3.4利用线筛计算欧拉函数

    线筛每个数只会被他的最小质因数筛一次。一个合数n的最小质因数是p,那么n/p的最小质因数可能是p可能是大于p的一种情况。线筛计算欧拉函数就是利用这两种情况性质4和5每次递推。所以线筛求欧拉函数,是线性时间的。

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