C(n+m,m) mod p的一类算法

Lucas定理

  A、B是非负整数,p是质数。AB写成p进制:A=a[n]a[n-1]...a[0],B=b[n]b[n-1]...b[0]。

  则组合数C(A,B)与C(a[n],b[n])*C(a[n-1],b[n-1])*...*C(a[0],b[0])  modp同

  即:Lucas(n,m,p)=c(n%p,m%p)*Lucas(n/p,m/p,p) 

  以求解n! % p为例,把n分段,每p个一段,每一段求的结果是一样的。但是需要单独处理每一段的末尾p, 2p, ...,把p提取出来,会发现剩下的数正好又是(n / p)!,相当于划归成了一个子问题,这样递归求解即可。这个是单独处理n!的情况,当然C(n,m)就是n!/(m!*(n-m)!),每一个阶乘都用上面的方法处理的话,就是Lucas定理了,注意这儿的p是素数是有必要的。

Lucas最大的数据处理能力是p在10^5左右,不能再大了,hdu 3037就是10^5级别的!

  未写main函数

const maxn=100005;

var n,m:int64;
    fac:array [0..maxn] of int64;

function quickmod(a,b,mol:int64):int64;
var ans:int64;
begin
    ans:=1;
    while b<>0 do
        begin
            if (b and 1)=1 then ans:=(ans*a) mod mol;
            a:=a*a mod mol;
            b:=b>>1;
        end;
    exit(ans);
end;

function get_fact(p:int64):int64;
var i:longint;
begin
    fac[0]:=1;
    for i:=1 to p do
    fac[i]:=(fac[i-1]*i) mod p;
end;

function lucas(n,m,p:int64):int64;
var ans,aa,bb:int64;
begin
    ans:=1;
    while (a>0) and (k>0) do
        begin
            aa:=a mod p;
            bb:=b mod p;
            if aa<bb then exit(0);
            ans:=ans*fac[aa]*quickmod(fac[bb]*fac[aa-bb] mod p,p-2,p) mod p;
            a:=a div p;
            k:=k div p;
        end;
    exit(ans);
end;

  当p很大怎么搞?显然这样直接开数组会MLE

  我们可以这样做。

  分子相乘取模,分母相乘取模

  对分母求逆元,分子乘逆元取模

  给个代码

  
const mol=1000000007;

var n,m:longint;

function inv(a,p:int64):int64;
var b,c,q,k1,k2,k3:int64;
begin
  b:=p;
  c:=a mod b;
  q:=a div b;
  k1:=1;
  k2:=0;
  k3:=(k1+p-q*k2 mod p) mod p;
  while (c xor 1)<>0 do
     begin
       a:=b;
       b:=c;
       c:=a mod b;
       q:=a div b;
       k1:=k2;
       k2:=k3;
       k3:=(k1+p-q*k2 mod p) mod p;
     end;
  exit(k3);
end;

function calc(x,y:int64):int64;
var i,j,ans,up,down:int64;
begin
    i:=y+1;
    j:=x;
    up:=1;
    down:=1;
    while i<=j do 
        begin
            up:=up*i mod mol;
            inc(i);
        end;
    i:=x-y;
    while i>=1 do
        begin
            down:=down*i mod mol;
            dec(i);
        end;
    ans:=inv(down,mol);
    ans:=up*ans mod mol;
    exit(ans);
end;

begin
    read(n,m);
    writeln(calc(n+m,m));
end.
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再来说逆元:

对于正整数,如果有,那么把这个同余方程中的最小正整数解叫做的逆元。

 

逆元一般用扩展欧几里得算法来求得,如果为素数,那么还可以根据费马小定理得到逆元为

 

推导过程如下

                            

 

求现在来看一个逆元最常见问题,求如下表达式的值(已知

 

           

 

当然这个经典的问题有很多方法,最常见的就是扩展欧几里得,如果是素数,还可以用费马小定理。

 

但是你会发现费马小定理和扩展欧几里得算法求逆元是有局限性的,它们都会要求互素。实际上我们还有一

种通用的求逆元方法,适合所有情况。公式如下

 

          

 

现在我们来证明它,已知,证明步骤如下

 

          

 

接下来来实战一下,看几个关于逆元的题目。(转自ACdreamer犇的blog)

 

题目:http://poj.org/problem?id=1845

 

题意:给定两个正整数,求的所有因子和对9901取余后的值。

 

分析:很容易知道,先把分解得到,那么得到,那么

     的所有因子和的表达式如下

 

    

   

第二种方法就是用等比数列求和公式,但是要用逆元。用如下公式即可

 

                     

 

因为可能会很大,超过int范围,所以在快速幂时要二分乘法。

 

其实有些题需要用到的所有逆元,这里为奇质数。那么如果用快速幂求时间复杂度为

如果对于一个1000000级别的素数,这样做的时间复杂度是很高了。实际上有的算法,有一个递推式如下

 

                   

 

它的推导过程如下,设,那么

 

       

 

对上式两边同时除,进一步得到

 

       

 

再把替换掉,最终得到

 

       

 

初始化,这样就可以通过递推法求出模奇素数的所有逆元了。

 

另外的所有逆元值对应中所有的数,比如,那么对应的逆元是

 

 

题目:http://www.lydsy.com/JudgeOnline/problem.php?id=2186

 

题意:互质的数的个数,其中

 

分析:因为,所以,我们很容易知道如下结论

     对于两个正整数,如果的倍数,那么中与互素的数的个数为

 

     本结论是很好证明的,因为中与互素的个数为,又知道,所以

     结论成立。那么对于本题,答案就是

 

     

 

      其中为小于等于的所有素数,先筛选出来即可。由于最终答案对一个质数取模,所以要用逆元,这里

      求逆元就有技巧了,用刚刚介绍的递推法预处理,否则会TLE的。

接下来还有一个关于逆元的有意思的题目,描述如下

 

     

 

证明:

 

     

 

     其中

 

     所以只需要证明,而我们知道的逆元对应全部

     中的所有数,既是单射也是满射。

 

     所以进一步得到

 

      

 

      证明完毕!

 

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