4522: [Cqoi2016]密钥破解 Time Limit: 10 Sec  Memory Limit: 512 MBSubmit: 290  Solved: 148[Submit][Status][Discuss] Description  一种非对称加密算法的密钥生成过程如下: 1.任选两个不同的质数p,q 2.计算N=pq,r=(p−1)(q−1) 3.选取小于r,且与r互质的整数e 4.计算整数d,使得ed≡1KQ/r 5.二元组(N,e)称为公钥,二元组(N,d)称为私钥 当需要加

题目链接:https://loj.ac/problem/6392 题目大意:给定五个正整数c1,c2,e1,e2,N,其中e1与e2互质,且满足 c1 = m^e1 mod N c2 = m^e2 mod N 求出正整数m 解题思路:因为e1与e2互质,所以可以找到两个整数x,y,满足e1x+e2y=1 所以m^(e1x+e2y)=m^1=m=c1^x*c2^y; 注意如果x或者y小于0时,需要求c1.c2对N的逆元 因为N的范围很大,小于2的63次方,所以不能直接乘,需要用快速乘. 求逆元的时

题目链接:codeforces 492e vanya and field 留个扩展gcd求逆元的板子. 设i,j为每颗苹果树的位置,因为gcd(n,dx) = 1,gcd(n,dy) = 1,所以当走了n步后,x从0~n-1,y从0~n-1都访问过,但x,y不相同. 所以,x肯定要经过0点,所以我只需要求y点就可以了. i,j为每颗苹果树的位置,设在经过了a步后,i到达了0,j到达了M. 则有 1----------------------(i + b * dx) % n = 0 2------

思路: 把k*M%N=1可以写成一个不定方程,(k*M)%N=(N*x+1)%N,那么就是求k*M-N*x=1,k最小,不定方程我们可以直接利用exgcd,中间还搞错了: //小小地讲一下exgcd球不定方程原理 对于ax+by=gcd(a,b); 我们设一下a>b,在简单直接把b=0时,gcd(a,b)=a.此时,x=1,y=0; 接着,a>b>0,我们这里可以摆两个式子:①:ax1+by1=gcd(a,b);继续,②:bx2+(a mod b)y2=gcd( b , a mod b

1.gcd int gcd(int a,int b){ return b?gcd(b,a%b):a; } 2.扩展gcd )extend great common divisor ll exgcd(ll l,ll r,ll &x,ll &y) { if(r==0){x=1;y=0;return l;} else { ll d=exgcd(r,l%r,y,x); y-=l/r*x; return d; } } 3.求a关于m的乘法逆元 ll mod_inverse(ll a,ll m){ l

礼物 题意: 求\[C(n,m)\ \%\ p\] \(n,m,p\le 10^9\),且若\(p=\prod_{i=1}^{k}{p_i}^{c_i}\),则\(\forall i\in [1..k]{p_i}^{c_i}\le 10^5.\) 注意到若\[p=\prod_{i=1}^{k}{p_i}^{c_i},则\forall i\in [1..k]{p_i}^{c_i}\le 10^5.\] 于是有一个经典套路就是,求出\(k\)组\(A_i=C(n,m)\% {p_i}^{c_i}\)

在O(n)的时间内求组合数.求逆元.求阶乘.·.· #include <iostream> #include <cstdio> #define ll long long ;//1e5越界 ; using namespace std; ll fac[N]={,},inv[N]={,},fi[N]={,};//fac[i]是i的阶乘,inv[i]是i的逆元,fi[i]是i之前的很多逆元求得阶乘,(将除i取模变为乘i的逆元取模 void init() { ;i<N;i++) { f

到国庆假期都是复习阶段..所以把一些东西整理重温一下. gcd(a,p)=1,ax≡1(%p),则x为a的逆元.注意前提:gcd(a,p)=1; 方法一:拓展欧几里得 gcd(a,p)=1,ax≡1(%p),转化为ax+py≡1,拓展欧几里得可解决ax+by=gcd(a,b) void exgcd(int a,int b,int &x,int &y) { ) { x=,y=; return a; } int g=exgcd(b,a%b,x,y); int t=x;x=y;y=t-(a/b)

当模数为素数时可以用费马小定理求逆元. 模数为合数时,费马小定理大部分情况下失效,此时,只有与模数互质的数才有逆元(满足费马小定理的合数叫伪素数,讨论这个问题就需要新开一个博客了). (对于一个数n,所有小于它且与它互质的数组成一个模n乘法群) gcd是最大公约数,扩展gcd则是在一对数x,y的gcd后,给出一组解a,b,使得 a*x+b*y=gcd(x,y) 不难看出,如果将y是模数,并且x与y的gcd为1时 a*x+b*y=1 a*x % y=1 根据逆元的定义,此时a就是x的模y逆元. i

题意:给出 A%9973 和 B,求(A/B)%9973的值. 解法:拓展欧几里德求逆元.由于同余的性质只有在 * 和 + 的情况下一直成立,我们要把 /B 转化为 *B-1,也就是求逆元. 对于 B-1,P为模数9973,那么 B*B-1=1(mod P)  →  把 B-1 看成 x ,就是 Bx+Py=1.也就是求不定方程的解了.x 就是 B-1,答案就是 ((A%9973)*(x%9973))%9973 . P.S.关于拓展欧几里德求解不定方程的具体解释请见--[poj 2115]C L

Codeforces Round #258 (Div. 2) Devu and Flowers E. Devu and Flowers time limit per test 4 seconds memory limit per test 256 megabytes input standard input output standard output Devu wants to decorate his garden with flowers. He has purchased n boxes

题意:给出n=A mod 9973和B,求(A/B) mod 9973 昨天用扩展欧几里得做过这题,其实用逆元也可以做. 逆元的定义:例如a*b≡1 (mod m),则b就是a关于m的逆元. 求逆元方法也很简单,用扩展欧几里得解这个方程即可. 逆元性质:若a是b的逆元,则(x/a)mod p=(x*b)mod p 对于本题呢?设B的逆元为x, 那么有(A/B) mod 9973=((A mod 9973)*(x mod 9973))mod 9973 Reference:  http://blog

题意: 给出n次翻转和m张牌,牌相同且一开始背面向上,输入n个数xi,表示xi张牌翻转,问最后得到的牌的情况的总数. 思路: 首先我们可以假设一开始牌背面状态为0,正面则为1,最后即是求ΣC(m,k),k为所有能取到1的情况.首先我们要确认最后1的奇偶性.因为一次翻转0->1,或者1->0,则最后所有1的情况的奇偶性相同.然后我们要找到最小的1的个数i和最大的1的个数j,i为能翻1则翻1,j为能翻0则翻0,介于中间的情况是取偶数步数,一半翻1,一半翻0,保持1的个数不变.那么k为(i<=

Modular Inverse Time Limit: 2 Seconds      Memory Limit: 65536 KB The modular modular multiplicative inverse of an integer a modulo m is an integer x such that a-1≡x (mod m). This is equivalent to ax≡1 (mod m). Input There are multiple test cases. Th

1258 序列求和 V4 题意:求\(S_m(n) = \sum_{i=1}^n i^m \mod 10^9+7\),多组数据,\(T \le 500, n \le 10^{18}, k \le 50000\) 等幂求和 多项式求逆元\(O(mlogm)\)预处理伯努利数,然后可以\(O(m)\)回答 因为是任意模数,所以要用拆系数fft 拆系数fft+多项式求逆元,写的爽死了 具体内容可能会写学习笔记 注意: 多项式求逆元里拆系数,不能只更新 .x= ,这样的话y还保留以前的值就错了 因为使用

51nod 1118 机器人走方格: 思路:这是一道简单题,很容易就看出用动态规划扫一遍就可以得到结果, 时间复杂度O(m*n).运算量1000*1000 = 1000000,很明显不会超时. 递推式子:dp[i][j] = dp[i-1][j] + dp[i][j-1].  dp[i][j]表示当规格为i*j  (m = i && n = j)  时本题的结果. 直接上代码: #include <stdio.h> #include <string.h> #defi

题目链接:http://acm.hdu.edu.cn/showproblem.php?pid=1576 A/B Time Limit: 1000/1000 MS (Java/Others)    Memory Limit: 32768/32768 K (Java/Others)Total Submission(s): 4020    Accepted Submission(s): 3091 Problem Description 要求(A/B)%9973,但由于A很大,我们只给出n(n=A%99

题意: 求出n个点的简单(无重边无自环)无向连通图数目.方案数mod 1004535809(479 * 2 ^ 21 + 1)即可. n<=130000 DP求方案 g(n) n个点所有图的方案数 显然2C(n,2)=2n(n-1) f(n) n个点连通图的方案数 然后枚举第一个点所在连通块的点数 g(n)=∑i=1..n-1{C(n-1,i-1)*f(i)*g(n-i)} 代入g(n) 两边同除(n-1)!消掉那个组合数上面那块,就变成了卷积的形式 我不写了直接看Miskcoo的公式啦 htt

这绿题贼水...... 原理我不讲了,随便拿张草稿纸推一下就明白了. #include <cstdio> using namespace std; ; int su[N],ans,top; bool vis[N]; void shai(int b) { ;i<=b;i++) { if(!vis[i]) { su[top++]=i; } ;j<top && i*su[j]<=b;j++) { vis[su[j]*i]=; ) break; } } return;

题目来源 The 2018 ACM-ICPC China JiangSu Provincial Programming Contest 35.4% 1000ms 65536K Persona5 Persona5 is a famous video game. In the game, you are going to build relationship with your friends. You have N friends and each friends have his upper b