标签：des style color 使用 os io strong for
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题意：
先小小的分析：我们可以设在第s步达到。则方程为：(x+m*s)-(y+n*s)=k*L(k=0,1,2....);
可以化解为(n-m)*s+k*L=x-y;等价为A*x+B*y=C;
现在可以进行求解，本题要求的就是一个二元一次方程和同余：ax + by = c的整数x解，首先，设d = gcd(a, b)，方程两边除以d得到a/d * x + b/d * y = c/d，很显然嘛，a是整除d的，b也是整除d的，而x、y都是整数解，所以要求c/d也是整数嘛。如果c不整除d，当然就是Impossible咯。不然的话，如果我们能求出ax0+by0=d的解x0和y0，那么两边乘以c/d即a(c/d * x0) + b(c/d * y0) = c，就可以得到原来方程的解x = (c/d * x0)，y = (c/d * y0)咯。
涉及到的定理有：
<span style="color:#ff6666;">定理1 gcd(a,b)是ax+by的线性组合的最小正整数，x，y∈z;<span style="font-family: Verdana, Geneva, Arial, Helvetica, sans-serif; font-size: 12.800000190734863px; line-height: 18.399999618530273px; background-color: rgb(238, 238, 238);">如果d = gcd(a, b)，则必能找到正的或负的整数k和l，使d = a*k + b*l</span></span><span style="color:#ff0000;">定理2 如果ax+by=c，x，y∈z；则c%gcd==0;<span style="font-family: Verdana, Geneva, Arial, Helvetica, sans-serif; font-size: 12.800000190734863px; line-height: 18.399999618530273px; background-color: rgb(238, 238, 238);">若gcd(a, b) = 1，则方程ax ≡ c (mod b)在[0, b-1]上有唯一解。</span></span><span style="color:#ff0000;">定理3 如果a<span style="font-family: 宋体;">，</span>b<span style="font-family: 宋体;">是互质的正整数，</span>c<span style="font-family: 宋体;">是整数，且方程</span> </span>ax+by=c（1）有一组整数解x0，y0则此方程的一切整数解可以表示为x=x0+bt;y=y0-at;t∈z;（2）方程at+bp=c左右两边同除以gcd(a,b),得a1t+b1p=c1,再用extended_euclid解最小正整数线性组合得一组解x1，y1，则所求方程的一组解为T=x1*c1，P=y1*c1，根据（2）式可得t的最小正整数解为（T%b1+b1）%b1,b1=b/gcd(a,b)，此即为可行时所求解。若gcd(a, b) = d，则方程ax ≡ c (mod b)在[0, b/d - 1]上有唯一解。注意求哪一个数就只要将求解的（T%b1+b1）%b1进行变换就可以了，如果要求y的话将T换成P即可好了，可以根据以上知识来解决问题了，我下面给了三组不同的代码姿势都一样只是代码风格不一样。：一.cpp#include<iostream> #include<cstdio> using namespace std; long long X,Y; long long exgcd(long a,long b) { if(b==0){X=1;Y=0;return a;} long long d=exgcd(b,a%b); long long t=X-a/b*Y;X=Y;Y=t; return d; } int main() { long x,y,m,n,L,a,b,c; cin>>x>>y>>m>>n>>L; long long d=exgcd(n-m,L); long long r=L/d; if((x-y)%d) puts("Impossible"); else { cout<<((x-y)/d*X%r+r)%r<<endl; } return 0; }
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#include <iostream> using namespace std; long long extgcd(long long a, long long b, long long &x, long long &y) { long long d, t; if (b == 0) { x = 1; y = 0; return a; } d = extgcd(b, a % b, x, y); t = x - a / b * y; x = y; y = t; return d; } int main() { long long x, y, m, n, L, X, Y, d, r; while (cin >> x >> y >> m >> n >> L) { d = extgcd(n - m, L, X, Y); r = L / d; if ((x - y) % d) cout << "Impossible" << endl; else cout << ((x - y) / d * X % r + r) % r << endl; } return 0; }
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#include <iostream> using namespace std; __int64 t,p; __int64 euclid(__int64 a,__int64 b){ if(b==0) return a; else return euclid(b,a%b); } void extended_euclid(__int64 a,__int64 b){ if(b==0){ t=1; p=0; } else{ __int64 temp; extended_euclid(b,a%b); temp=t-a/b*p; t=p; p=temp; } } int main(){ __int64 x,y,n,m,L,gcd; cin>>x>>y>>m>>n>>L; if (m==n){ cout<<"Impossible"<<endl; return 0; } __int64 a,b,c,c1; a=n-m; b=L; c=x-y; gcd=euclid(a,b); c1=c%gcd; if (c1!=0){ cout<<"Impossible"<<endl; return 0; } c/=gcd; a/=gcd; b/=gcd; extended_euclid(a,b); t*=c; p*=c; t=(t%b+b)%b; cout<<t<<endl; return 0; }
/////////////////
#include <iostream> #include <cstdio> using namespace std; __int64 gcd(__int64 a,__int64 b) { if( b==0 ) return a; else gcd(b,a%b); } void exgcd(__int64 a,__int64 b,__int64 &xx,__int64 &yy) { if( b==0 ) { xx=1; yy=0; return; } exgcd(b,a%b,xx,yy); __int64 r=xx; xx=yy; yy=r-a/b*yy; } int main() { __int64 x,y,m,n,l,a,b,c,xx,yy,rr,k,t; while( scanf("%I64d%I64d%I64d%I64d%I64d",&x,&y,&m,&n,&l)!=EOF ) { a=n-m; b=l; c=x-y; rr=gcd(a,b);//求出 a，b 的最大公约数 if( c%rr!=0 )//如果c不能被r整除，则由数论中的相关定理可知整数解一定不存在 printf("Impossible\n"); else { a=a/rr; b=b/rr; c=c/rr; exgcd(a,b,xx,yy);//求a*xx+b*yy=Gcd(a,b)的整数解，此时Gcd(a,b)=1 t=c*xx/b;//此时方程的所有解为:x = c * k1 + b * t， //令x=0可求出当x最小时的t的取值，这样求出的x可能小于0，当其小于0时加上b即可。 k=c*xx-t*b; if( k<0 ) k=k+b; printf("%I64d\n",k); } } return 0; }
最后面摘抄别人的总结一下：
此题其实就是扩展欧几里德算法－求解不定方程，线性同余方程。
分析一：得出方程，建立模型
设过s步后两青蛙相遇，则必满足以下等式：
(x+m*s)-(y+n*s)=k*l(k=0,1,2....)
稍微变一下形得： (n-m)*s+k*l=x-y
令n-m=a,l=b,x-y=c,即 a*s+b*k=c
//得出这个方程是关键
此处a，b，c为常数，s，k为未知数。 只要上式存在整数解，则两青蛙能相遇，否则不能。
首先想到的一个方法是用两次for循环来枚举s,k的值，看是否存在s,k的整数解，若存在则输出最小的s，但显然这种方法是不可取的，谁也不知道最小的s是多大，如果最小的s很大的话，超时是明显的。
学习：如何解这个方程？用欧几里得扩展原理
先来看看欧几里得算法： 欧几里德算法又称辗转相除法，用于计算两个整数a,b的最大公约数
定理：gcd(a,b) = gcd(b,a mod b)
// gcd代表最大公约数 证明如下：
a可以表示成a = kb + r，则r = a mod b
假设d是a,b的一个公约数，则有
d|a, d|b，而r = a - kb，因此d|r
因此d是(b,a
mod b)的公约数 假设d 是(b,a mod b)的公约数，则
d | b , d |r ，但是a = kb +r
因此d也是(a,b)的公约数
因此(a,b)和(b,a mod b)的公约数是一样的，其最大公约数也必然相等，得证
欧几里德算法就是根据这个原理来做的，其算法用C语言描述为：
int Gcd(int a, int b)
{
if(b == 0)
return a;
return Gcd(b, a % b); }
当然你也可以写成迭代形式：
int Gcd(int a, int b)
{
while(b != 0)
{
int r = b;
b = a % b;
a = r;
}
return a; }
补充: 扩展欧几里德算法是用来求解a*x+b*y=Gcd(a,b)的解(根据数论中的相关定理解一定存在)。
证明如下 ax+by
=gcd(a,b)
=gcd(b,a%b)
= bx‘+(a%b) y‘
=bx‘+ ( a- (a/b) *b)y‘
=bx‘+ ay‘- (a/b) *b *y‘
=ay‘+ b(x‘- (a/b) y‘)
所以ax+by=ay‘+ b(x‘- (a/b) y‘)
所以x=y‘，y=x‘- (a/b) y‘
下面是一个使用C++的实现：
int exGcd(int a, int b, int &x, int &y)
{
if(b == 0)
{
x = 1;
y = 0;
return a;
}
int r = exGcd(b, a % b, x, y);
int t = x;
x = y;
y = t - a / b * y;
return r; }
利用扩展欧几里得算法求解不定方程a * x + b * y = n的整数解的求解全过程，步骤如下：
1、先计算Gcd(a,b)，若n不能被Gcd(a,b)整除，则方程无整数解；否则，在方程两边同时除以Gcd(a,b)，得到新的不定方程a‘ * x + b‘ * y = n‘，此时Gcd(a‘,b‘)=1;
2、利用扩展欧几里德算法求出方程a‘ * x + b‘ * y = 1的一组整数解x0,y0，则n‘ * x0,n‘ * y0是方程a‘ * x + b‘ * y = n‘的一组整数解； 3、根据数论中的相关定理，可得方程a‘ * x + b‘ * y = n‘的所有整数解为：
x = n‘ * x0 + b‘ * t y = n‘ * y0 - a‘ * t
(t=0,1,2，……) 上面的解也就是a * x + b * y = n 的全部整数解
以上文章部分摘抄别人。
标签：des style color 使用 os io strong for
原文地址：http://blog.csdn.net/chaoyueziji123/article/details/38510323
