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POJ 1061 青蛙的约会 (扩展欧几里得算法)

时间:2018-04-09 11:20:09      阅读:193      评论:0      收藏:0      [点我收藏+]

标签:转换   搜索   inpu   strong   欧几里德   整数   include   pos   补充   

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Description

两只青蛙在网上相识了,它们聊得很开心,于是觉得很有必要见一面。它们很高兴地发现它们住在同一条纬度线上,于是它们约定各自朝西跳,直到碰面为止。可是它们出发之前忘记了一件很重要的事情,既没有问清楚对方的特征,也没有约定见面的具体位置。不过青蛙们都是很乐观的,它们觉得只要一直朝着某个方向跳下去,总能碰到对方的。但是除非这两只青蛙在同一时间跳到同一点上,不然是永远都不可能碰面的。为了帮助这两只乐观的青蛙,你被要求写一个程序来判断这两只青蛙是否能够碰面,会在什么时候碰面。
我们把这两只青蛙分别叫做青蛙A和青蛙B,并且规定纬度线上东经0度处为原点,由东往西为正方向,单位长度1米,这样我们就得到了一条首尾相接的数轴。设青蛙A的出发点坐标是x,青蛙B的出发点坐标是y。青蛙A一次能跳m米,青蛙B一次能跳n米,两只青蛙跳一次所花费的时间相同。纬度线总长L米。现在要你求出它们跳了几次以后才会碰面。

Input

输入只包括一行5个整数x,y,m,n,L,其中x≠y < 2000000000,0 < m、n < 2000000000,0 < L < 2100000000。

Output

输出碰面所需要的跳跃次数,如果永远不可能碰面则输出一行"Impossible"

Sample Input

1 2 3 4 5

Sample Output

4

分析:

开始用了暴力枚举,后来一看数据这么大,估计肯定超时,无奈上网搜索了一下,考察的是扩展欧几里德算法,还有比较大的整数_int64的处理。

设经过s步后两青蛙相遇,则必满足该等式:(x+ms)-(y+ns)=kl(k=0,1,2....)
将等式进行变形得:(n-m)
s+kl=x-y
令n-m=a,k=b,x-y=c,即原式可以转换为:a
s+b*l=c
若上式存在整数解,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,l的值,看是否存在s,l的整数解,若存在则输入最小的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。

其实这题用欧几里德扩展原理可以很快的解决,先来看下什么是欧几里德扩展原理:
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。其计算原理依赖于下面的定理:gcd(a,b) = gcd(b,a mod b)
证明: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,所以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);  
}

也可以写成迭代的形式:

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在已知a, b求解一组x,y使得ax+by=Gcd(a,b)(解一定存在,根据数论中的相关定理)。扩展欧几里德常用在求解模线性方程及方程组中。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;  
}

把这个实现和Gcd的递归实现相比,发现多了下面的x,y赋值过程,这就是扩展欧几里德算法的精髓。
可以这样思考:
对于a‘ = b, b‘ = a % b 而言,我们求得 x, y使得 a‘x + b‘y = Gcd(a‘, b‘)
由于b‘ = a % b = a - a / b * b (注:这里的/是程序设计语言中的除法)
那么可以得到:a‘x + b‘y = Gcd(a‘, b‘) ===>
  bx + (a - a / b * b)y = Gcd(a‘, b‘) = Gcd(a, b) ===>
  ay +b(x - a / by) = Gcd(a, b)
因此对于a和b而言,他们的相对应的p,q分别是 y和(x-a/b
y).
  
在网上看了很多关于不定方程方程求解的问题,可都没有说全,都只说了一部分,看了好多之后才真正弄清楚不定方程的求解全过程,步骤如下:
求a * x + b * y = n的整数解。
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、利用上面所说的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为整数)
上面的解也就是a * x + b * y = n 的全部整数解。

代码:

#include<stdio.h>
#include<iostream>
using namespace std;
#define LL long long
LL exgcd(LL a,LL b,LL &x,LL &y)
{
    if(!b)
    {
        x=1;
        y=0;
        return a;
    }
    else
    {
        LL t=exgcd(b,a%b,y,x);
        y-=(a/b)*x;
        return t;
    }
}
LL x,y,m,n,l;
LL a,b,c;
int main()
{
    scanf("%lld%lld%lld%lld%lld",&x,&y,&m,&n,&l);
    a=m-n;
    b=l;
    c=y-x;
    LL gcd=exgcd(a,b,x,y);
    if(c%gcd) printf("Impossible\n");
    else
    {
        x*=1LL*c/gcd;
        printf("%lld",(x%b+b)%b);
    }
    return 0;
}

POJ 1061 青蛙的约会 (扩展欧几里得算法)

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原文地址:https://www.cnblogs.com/cmmdc/p/8757474.html

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