---下面都是学习的笔记，还没有整理，比较凌乱，有需自取吧。---
【素数测试】Miller-Rabin算法
引用自：数论部分第一节：素数与素性测试 by Matrix67
当p为素数时，有
费马小定理：a^(p-1)=1(%p)
Miller-Rabin测试：对于x^2=1(%p)，有x=n-1或x=1（x^2-1=(x+1)(x-1)）。
探测过程：对于一个底数(可随机)x=d*2^k，从d到x探测时候均符合d*2^k==1&&(d*2^(k-1)==1||d*2^(k-1)==n-1)，则为素数探测成功。
底数2,7,61即可探测出所有int范围内的素数。
const int px[]={2,7,61};
int pow(int x,int k,int m){
int ans=1;
while(k){
if(k&1)ans=1ll*ans*x%m;
x=1ll*x*x%m;
k>>=1;
}
return ans;
}
bool isprime(int x)
{
for(int i=0;i<=2;i++){
if(px[i]==x)return 1;
int tmp=x-1;
while(!(tmp&1))tmp>>=1;
int last=pow(px[i],tmp,x),now;
while(tmp<x-1){
now=1ll*last*last%x;
if(now==1&&last!=1&&last!=x-1)return 0;
last=now;
tmp<<=1;
}
if(now!=1)return 0;
}
return 1;
}
【欧几里德算法】辗转相除法
唯一分解定理：任何一个大于1的整数都可以表示为若干素数的乘积。
欧几里德算法的简单解释：假设g=gcd(a,b)，那么a和b都可以表示为若干个g的和，而我们的目的是求出g。
不妨a≥b(即使小于一次操作就可以自然反过来了)，那么a%b可以求出g组成的最小的数字c，用b和c再做b%c直到c为0则此时得出g的最小表示b。
实际上是每次把除数和余数作为新的被除数和除数，核心是gcd(a,b)=gcd(b,a%b)。
特别的，gcd(a,0)=a。
gcd不怕0，不怕负数。
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更相减损术：gcd中，一个数可以视为另一个数字和它们的差值，即有gcd(a,b)=gcd(a,a-b)。
感性地理解，就是一个数的对gcd的贡献可以转化为差值的贡献。
根据更相减损术的推广，若干数字的gcd可以转化为这些数的相减树+任意一个原数字，如gcd(a,b,c,d,e)=gcd(a-b,b-c,c-d,d-e,e)。
其实也很好理解，只要有一个原数就可以通过相减树得到其它所有数字。
辗转相除亦有类似推广，虽然不能还原出原数，但是信息全部继承了。
eg.已知a,a%b,b%c，则gcd(a,a%b)=gcd(a,b)，则b参与贡献完毕，gcd(b,b%c)=gcd(b,c)，因为b已参与贡献，只需要b%c参与就完成了c的贡献。
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gcd可以预处理。
ll gcd(ll a,ll b)
{return b==0?a:gcd(b,a%b);}
ll lcm(ll a,ll b)
{return 1ll*a/gcd(a,b)*b;}
gcd问题求解技巧：
1.设b[x]表示数列中有多少数字是x的倍数，求解b[x]可以O(n ln n)枚举每个数字的倍数或者O(n log n)线性筛后对每个数分解素因数。
序列中gcd为x的子集个数是2^b[x]-1。
例题：【SRM20】数学场
2.gcd(a,b,c,d,e)=gcd(a-b,b-c,c-d,d-e,e)
3.d|gcd(a,b)<=>d|a&&d|b。
【扩展欧几里德算法】（不定方程,模线性方程）
引用自：jumping_frog(扩欧)
刘汝佳《算法竞赛入门经典 第二版》
【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。
void gcd(ll a,ll b,ll& d,ll& x,ll& y)
{
if(!b){d=a;x=1;y=0;}
else{gcd(b,a%b,d,y,x);y-=x*(a/b);}
}
上面求出ax+by=gcd(a,b)的一组解(x1,y1)，任取另外一组解(x2,y2)，令g=gcd(a,b)，则有：
ax1+by1=ax2+by2
a(x1-x2)=b(y2-y1) 两边同除以g
a‘(x1-x2)=b‘(y2-y1) 此时a‘与b‘互素，因此(x1-x2)一定是b‘的整数倍
x1-x2=kb‘ 代入得 y2-y1=ka‘
注意上述推导并没有用到ax+by的右边是什么，也就是说只要求出一组解就可以写成任意解，一切都只需要求出一组解。
结论：设a,b,c为任意整数，若方程ax+by=c的一组整数解为(x0,y0)，则它的任意整数解都可以写成(x0+kb‘,y0-ka‘)，其中a‘=a/gcd(a,b)，b‘=b/gcd(a,b)，k取任意整数。
所以一定要先求出特解(利用右边)，然后纯粹利用左边求出通解，在下面不定方程的求解中这个顺序尤为重要。
注意：再次强调，扩欧只能用于求解ax+by=gcd(a,b)，特殊地，用于求解a‘x+b‘y=1(a‘与b‘互质)。
【应用一：求解不定方程】
(丢番图方程) ax+by=c 求解步骤：
1.求g=gcd(a,b)。
2.若c%g≠0，方程无解。（扩欧只能求解ax+by=gcd(a,b)的整数解，如果整体乘上c/gcd(a,b)后不是整数了就无解，开始先同除g方便操作）
3.方程两边同时除以g，得到a‘x+b‘y=c‘。（此方程完全等价，因为解没有变化）
4.通过扩展欧几里德算法求解a‘x+b‘y=1的一组解(x0,y0)
5.得到原不定方程的一组解(X=x0*c‘,Y=y0*c‘)
6.得到原不定方程通解（X+kb‘,Y-ka‘）注意一正一负
7.得到最小非负整数解：x=((X%b‘)+b’)%b‘ , y=((Y%a’)+a‘)%a’（+a或b转为正数）
PS:x、y可能为0，若要求正解要再次特判+a或+b。
PPS：除以g是为了方便计算，对解没有影响。除以g后扩欧只能计算a‘x+b‘y=1的方程，这时候解就要乘c/g得到原解。
PPPS：一个问题
｛
求解不定方程时，我们通过ax+by=gcd(a,b)整体扩大c/gcd(a,b)倍来得到方程ax+by=c的解。
对于ax+by=gcd(a,b)，通解是（x0+ka/g,y0-kb/g），所以我之前以为ax+by=c的通解应该由ax+by=gcd(a,b)的每一个解扩大c/gcd(a,b)得到。
换句话说，我以为ax+by=c的通解是（c/g*(x0+ka/g),c/g*(y0-kb/g)），后来发现我错了。
紫书中有句不起眼的话：“注意，上面的推导过程并没有用到“ax+by”的右边是什么”。
所以，ax+by=c的通解同样是（x0+ka/g,y0-kb/g），而（c/g*(x0+ka/g),c/g*(y0-kb/g)）会让通解的数量减少。
那为什么之前会有错误的认识呢？其实（c/g*(x0+ka/g),c/g*(y0-kb/g)）没有包含的那些通解就是除以c/g后不是整数的解。
换句话说，ax+by=gcd(a,b)中的有一些非整数解，扩大c/gcd(a,b)倍后就变成了ax+by=c的整数解。
综上，ax+by=c的通解求法是先求特解（X=x0*c/gcd(a,b),Y=y0*c/gcd(a,b)），后求通解（X+kb‘/g,Y-ka‘/g）。
｝
//？？？紫书中似乎提到一个扩欧解x0,y0的特性：“x可能为负数，但因为|x|+|y|最小，所以加上n以后一定非负”？？？
【应用二：模线性方程组】
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题外话：
减法取模：(a-b)%n=((a%n)-(b%n)+n)%n 注意加n
大整数取模：自左向右逐个加入，每次乘10后取模。
幂取模：快速幂运算
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目标：给定a,b,n，解方程ax≡b(%n)。
a≡b(%n)的含义是“a和b除以n的余数相同“，其充要条件是”a-b是n的整数倍“。
eg. a mod 3 = 1等价于a≡1(mod 3)等价于a-1=k*3。
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同余性质证明模板：
性质：如果a≡b(mod m)，x≡y(mod m)，则a+x≡b+y(mod m)。
证明：条件告诉我们，可以找到p和q使得a-mp = b-mq，也存在r和s使得x-mr = y-ms。于是a-mp + x-mr = b-mq + y-ms，即a+x-m(p+r) = b+y-m(q+s)，这就告诉我们a+x和b+y除以m的余数相同。
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同余性质：
1.支持同余数的两边同加减乘幂，对于同余运算来说重要的只有余数部分，无关整的部分。
2.除法：若ac≡bc(%m),c≠0则a≡b(% m/gcd(c,m) )其中gcd(c,m)表示c,m的最大公约数 （简证：g=gcd(c,m)，ac‘g-bc‘g=k*m‘g，约去g，则可得到特殊情况。)
所以，同余符号左右和模数可以同时除以公约数。
特殊地 ,gcd(c,m)=1则a≡b(%m)
{证明：g=gcd(c,m)
ac‘g-bc‘g=k*m‘g，约去g，得到ac‘-bc‘=k*m‘那么得到特殊情况ac≡bc(%m),gcd(c,m)=1。
ac-bc=k*m即(a-b)c=k*m，由于c与m互质，则(a-b)=k*m即a≡b(%m)，得证。
｝
3.若a ≡ b (mod m)，n|m,则 a ≡ b (mod n)
若a ≡ b (mod mi) (i=1,2...n) 则 a ≡ b (mod [m1,m2,...mn]) 其中[m1,m2,...mn]表示m1,m2,...mn的最小公倍数
---
ax≡b(%n)
ax-b=ny即ax-ny=b。令g=gcd(a,n)，方程有解当且仅当g|b。
同除以g，得a‘x-n‘y=b‘。
利用扩欧解a‘x-n‘y=1，本质上是在解ax≡g(%n)，此时的解距离x0还差b/g倍。
x0=(x*b/g)%n，xi=x0+k*(n/g)。
1.证明方程有一解：当g|b时，x为ax≡g(%n)的解，则x0=(x*b/g)%n为ax0≡b(%n)的一解。
2.证明方程有g个解：一解相当于一个同余等价类，x0等价于所有x%n=x0的解x，这里有g个解是指有g个同余等价类。(我觉得紫书中也是这个意思，但非要用y来说明，令人浮想联翩……)
首先证明xi=x0+k*(n/g)也是方程的解，前已证得x0为ax0≡b(%n)的一解，则：
axi=a(x0+k*n/g)(%n)=ax0+ak*n/g(%n) 由于g|a即a‘=a/g，所以axi=ax0(%n)，得证。
然后显然xi至多有g个，k的取值为0~g-1。当k≥g时，k=(g*[k/g]+k%g)，[k/g]*(g*n/g)部分可以约去，则实际上与0~g-1等价。
3.解的间隔显然是n/g。
特别注意：大多数题目要求的解是非负数或正数，而扩欧解出来不一定是！！！
【乘法逆元(a-1)】
逆元详解 by ACdreamer
乘法逆元小结 by Tuesday..
乘法逆元：方程ax≡1(%n)的解称为a关于模n的逆(记得模n)。当gcd(a,n)=1时，该方程有唯一解(同余等价类)；否则，该方程无解。
可以理解为倒数，a*x模n下等于1。在模n意义下，除以a等价于乘a的逆元，即a^(-1)≡a^(φ(n)-1) (%n)。
求逆元的方法：O(log(n))
前提：gcd(a,n)=1即a,n互素。
1.若n为素数(n=p)，则由费马小定理a^(p-1)≡1(%p)得x=a^(p-2)%p。
2.若n不为素数，则由欧拉定理a^φ(n)≡1(%n)的x=a^(φ(n)-1)%n。
3.前两种方法需要快速幂运算，为了方便也可以直接用扩欧解ax-ny=1得到的解x即为逆元。
5.对于x=a!/b!(%p),b!|a!，若gcd(b!,p)>1，可以使用中国剩余定理求解（不会爆数据），过程见下面“中国剩余定理”。
ll inv(ll a,ll n)
{
ll d,x,y;
gcd(a,n,d,x,y);
//return d==1?(x+n)%n:-1;
return (x%n+n)%n;
}
<线性求1~n的乘法逆元及其应用>
乘法逆元函数inv(x)是完全积性函数，即inv(xy)=inv(x)*inv(y)或(xy)^(-1)=x^(-1)*y^(-1) (%p)。
过程：
1.过程中所有数都mod p，实际上在模运算中只要不涉及除法都可以模。
2.首先求出1!,2!,...,n!的值并记录，然后求出n!的逆元。
由与逆元是积性函数，有：
(n!)^(-1)=(n-1)!^(-1)*n^(-1)，移项得
( (n!)^(-1) )/( n^(-1) ) = (n-1)! ^ (-1)
根据除以一个数等价于乘以这个数的逆元
(n!)^(-1)*n=(n-1)^(-1)
从而逆向求出1!,2!,...,n!的逆元。
3.接下来利用阶乘的逆求出每个数的逆。
( (n-1)! ^ (-1) ) * n ^ (-1) = (n!) ^ (-1) 移项得
n ^ (-1) = ( (n!) ^ (-1) ) / ( (n-1)! ^ (-1) )
根据除以一个数等价于乘以这个数的逆元
n^(-1)=(n!)^(-1)*(n-1)!
注意，两次变换都是根据(n!)^(-1)=(n-1)!^(-1)*n^(-1)【(n!)-1=((n-1)!)-1*(n)-1】进行的(不同的数字除过去)，这基于乘法逆元是积性函数。
void gcd(int a,int b,int &x,int &y)
{
if(b==0){x=1;y=0;}
else{gcd(b,a%b,y,x);y-=x*(a/b);}
}
void pre_inv()
{
fac[0]=fac[1]=1;
for(int i=2;i<p;i++)fac[i]=(fac[i-1]*i)%p;
int xx,yy;
gcd(fac[p-1],p,xx,yy);
inv[p-1]=((xx%p)+p)%p;//扩欧解不一定是最小非负解！
for(int i=p-2;i>=0;i--)inv[i]=(inv[i+1]*(i+1))%p;
}
【欧拉函数(phi)】
引用自：欧拉函数 by handsomecui
欧拉函数求法与应用 by sentimental_dog
1.在数论中，对于正整数N,少于或等于N ([1,N]),且与N互质的正整数(包括1，1与所有正整数互质)的个数，记作φ(n)。
φ(x)=x(1-1/p(1))(1-1/p(2))(1-1/p(3))(1-1/p(4))…..(1-1/p(n)) 其中p(1),p(2)…p(n)为x的所有质因数;
x是正整数; φ(1)=1(唯一和1互质的数，且小于等于1)。注意：每种质因数只有一个，与质因数个数无关！
φ(1)=1 φ(2)=1 φ(3)=2 φ(4)=2 φ(5)=4 φ(6)=2 大于一时互质的数字不含自身！
公式的简单理解：对于每个素因子pi，x范围内pi的倍数有x/pi个，即不含pi的有x*(1-1/pi)，连乘起来即可。
2.p^k型欧拉函数:
对于质数p，φ(p)=p-1。（含1，不含本身）
对于质数p的k次幂，φ(p^k)=p^k-p^(k-1)=(p-1)p^(k-1)。
3.mn型欧拉函数:欧拉函数是不完全积性函数。
若m,n互质，φ(mn)=φ(m)φ(n)。
推论：当n为奇数时，φ(2n)=φ(n)。
//4.除了N=2,φ(N)都是偶数。(素数除了2减1后都是偶数，合数可以分解为素数之积)
//5.∑d|nφ(d)=n
//6.当n>1时，1~n中与n互质的整数和是为n*φ(n)/2。
int get_phi(int n)
{
//phi(n)=n*(1-1/p1)*(1-1/p2)...*(1-1/pk)
int m=(int)sqrt(n+0.5);
int ans=n;
for(int i=2;i<=m;i++)
if(n%i==0)
{
ans=ans/i*(i-1);//在允许的情况下，先除后乘避免爆范围
while(n%i==0)n/=i;
}
if(n>1)ans=ans/n*(n-1);
return ans;
}
【欧拉定理&费马小定理】
欧拉定理：a,n为正整数且互素，a^φ(n)≡1(%n)
费马小定理：p为素数，a^(p-1)≡1(%p)
★重要应用：简化幂的模运算 a^b=a^(b%φ(p)) mod p
例如: 计算 7^222的个位数，实际上是求7^222被10除的余数。
且7与10互质，φ(10)=1，由欧拉定理知7^4= 1mod 10
故7^222=(7^4)^55*(7^2)=>(1^55)*(7^2)=>49=>9 mod 10
【欧拉线性筛】
引用自：贾志鹏线性筛
百度——贾志鹏线性筛。
<素数筛>
本质：每个数字只被最小的素数筛去，把每个数字分解为[素数*倍数]即[prime[j]*i]，其中prime[j]为最小素数。
枚举i=1~n，每次选择比i小的素数组合为合数筛选。
if(i%prime[j]==0)break;如果当前素数已经能整除i，则这个倍数i中有质因数prime[j]，之后筛的prime[j+1]*i这个数字的最小素数是prime[j]，所以后面一定会被prime[j]乘一个倍数筛掉，此时筛就没有必要。
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<cstring>
const int maxsize=1000010;
int n,prime[maxsize],tot;
bool mark[maxsize];
int main()
{
scanf("%d",&n);
memset(mark,0,sizeof(mark));
tot=0;
for(int i=2;i<=n;i++)
{
if(!mark[i])prime[++tot]=i;
for(int j=1;j<=tot;j++)
{
if(i*prime[j]>n)break;
mark[i*prime[j]]=1;
if(i%prime[j]==0)break;
}
}
printf("tot=%d\n",tot);
for(int i=1;i<tot;i++)printf("%d ",prime[i]);
printf("%d\n",prime[tot]);
return 0;
}
找一个数字的所有质因数：记录每个数字的最小素数，然后对目标不断除最小素数就可以得到所有质因数。
线性筛求每个数的每个质因数可以用上面的方法，也可以枚举素数的方数的倍数。下面的方法复杂度也差不多。
遍历每个数字的每个质因数：c[i]记录数字i剩余数字，对每个数字i找其所有倍数j的c[j]除以c[i]（c[i]=1就不执行），这样会自然的使用所有素数方数筛选，只不过多一些不影响复杂度的枚举，大概可以跑1千万。
<积性函数>
积性函数：对于所有互质的正整数a和b有f(ab)=f(a)f(b)的数论函数。
完全积性函数：对于所有正整数a和b有f(ab)=f(a)f(b)的数论函数
f(1)=1
1.性质一：对于n=∏pi^ki，有f(n)=∏f(pi^ki)
2.性质二：对于完全积性函数，还有f(n)=∏f(pi)^ki以及f(n^k)=f(n)^k
3.常见积性函数：欧拉函数，莫比乌斯函数，乘法逆元函数等。
<欧拉函数>
线性筛欧拉函数本质上是因为欧拉函数是积性函数(但不是完全积性函数)。
欧拉函数是积性函数的原因可以从公式上显然看出。
欧拉函数：φ(x)=x(1-1/p(1))(1-1/p(2))(1-1/p(3))(1-1/p(4))…..(1-1/p(n)) 其中p(1),p(2)…p(n)为x的所有质因数
筛选过程和素数筛十分相似，因为本质上都是根据唯一分解定理，一个数由其最小的素数筛掉，只是过程中顺便求phi。
1.若i为素数，phi[i]=i-1。
2.若i%prime[j]==0，则i中有prime[j]，那么phi[i*prime[j]]中有的素数phi[i]都有，差的只是最前面乘的数字多个prime[j]，即phi[i*prime[j]]=phi[i]*prime[j]。然后和素数筛一样退出。
3.若i%prime!=0，则i中没有prime[j]，那么phi[i*prime[j]]中缺少prime[j]，最前面乘的数字多个prime[j]，那么就是乘上(prime[j]-1)/prime[j]和prime[j]，约分得phi[i*prime[j]]=phi[i]*(prime[j]-1)。
void pre_phi(int x)
{
phi[1]=1;int tot=0;
memset(mark,0,sizeof(mark));
for(int i=2;i<=x;i++)
{
if(!mark[i])
{
prime[++tot]=i;
phi[i]=i-1;
}
for(int j=1;j<=tot;j++)
{
if(i*prime[j]>x)break;
mark[i*prime[j]]=1;//筛
if(i%prime[j]==0)phi[i*prime[j]]=phi[i]*prime[j];
else phi[i*prime[j]]=phi[i]*(prime[j]-1);
}
}
}
<莫比乌斯函数>
1.μ(1)=1。
2.x含有奇数个素因子，μ(x)=-1。
3.x含有重复素因子，μ(x)=0。
4.x含有偶数个素因子，μ(x)=1。
显然，μ函数是积性函数，那么根据μ(1)=1和μ(p)=-1（p为素数），可以筛出所有莫比乌斯函数。
另有埃式筛法，μ(x)是其所有因子的μ和取反。
例题：【CodeForces】585 E. Present for Vitalik the Philatelist
【中国剩余定理(CRT)】
引用自：孙子定理_百度百科
由于公式较多，就直接贴图片了。
详细过程看百科，只要顺序看下来就能理解了，下面的过程是从那里简化的。
中国剩余定理实际上实在求解一元同余方程组(S)
<中国剩余定理的通解>
当m1...mn两两互质时有解，通解可以采用构造法获得。
注意此时逆元必定只针对模mi意义下成立（mi之间两两互质）
方程组(S)的通解形式为：
★在模M意义下只有唯一解：
<证明>
由以上两条就很容易看出构造法的神奇了，在%mi意义下，ti*Mi=1（gcd(Mi,mi)=1），而其它ajtjMj由于模数互质无法变1，又因为Mj中含mi而约去，最终剩下ai。
由于mi两两互质，显然下一个解间隔为M，故得证。
★重要应用：处理非互素逆元
【BZOJ】2142 礼物 CRT