♠ use C++11
♠ tip: 函数内必须是用变量来传输引用形参
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若 \(a,b,k \in \mathbb N\)，且 \(a \times k=b\)，那么 \(b\) 是 \(a\) 的倍数，称 \(a\) 整除 \(b\)，记作 \(a \mid b\)。
\([1,n]\in \mathbb N\) 中 \(x \in \mathbb N\) 的倍数有 \(\left \lfloor \dfrac{n}{x} \right \rfloor\) 个。
若 \(a \mid b\)，\(a,b\in\mathbb N\)，那么 \(a\) 是 \(b\) 的约数。
\(a \in \mathbb N\) 的约数个数是有限的，记作 \(\operatorname d(n)\)，\(\in \mathbb Z\)。
快速算一个序列的 \(\operatorname d(n)\)：设一个计数数组对应每个数，初始为 0，从左到右计算每个数，对于每个倍数加 1，当整个序列计算完后，计数数组的值是其对应数字的约数个数，时间复杂度 \(\mathcal{O}(n\log n)\) 下面是一个例子以及代码实现。
n 1 2 3 4 5 6
d(n) 0 0 0 0 0 0 start
+1 +1 +1 +1 +1 +1 step 1 in number 1
0 +1 0 +1 0 +1 step 2 in number 2
0 0 +1 0 0 +1 step 3 in number 3
.....and more
1 2 2 3 2 4 end
void approximate_number(long long *num,long long &to){
for(long long i=1;i<=to;++i)
for(long long j=i;j<=to;j+=i)
(*(num+j))++;
}
1 不是素数也不是合数。
下面是一串判断 \(n\in \mathbb N\) 是否是素数的代码，时间复杂度 \(\mathcal{O}(\sqrt n)\)。
bool is_prime(long long &n){
if(n==1) return false;
for(long long i=2;i<=n/i;++i)
if(n%i==0) return false;
return true;
}
若 \(a,b\in \mathbb N\) 且 \(k \mid a,b \in \mathbb N\)，且不存在更大的 \(k\)，称 \(k\) 是 \(a,b\) 的最大公约数。
快速求 \(a,b\in \mathbb N\) 的最大公约数，欧几里得定理：\(\gcd(a,b)=\gcd(b,a \bmod b)\)。
已知 \(a,b \in \mathbb N\)，可找到 \(x,y \in \mathbb Z\) 使 \(a\times x +b\times y=\gcd(a,b)\)，若 \(a\times x+b\times y=1\) 有解，则 \(a\) 和 \(b\) 互质。
扩展欧几里得，一定存在 \(x,y\in \mathbb N\) 使贝祖等式 \(a\times x +b\times y=\gcd(a,b)\)\(\Rightarrow (\left \lfloor a \div b \right \rfloor \times b + a \bmod b) \times x + b\times y = \gcd(b,a\bmod b)\)\(\Rightarrow (\left \lfloor a \div b \right \rfloor \times x + y)\times b +(a \bmod b)\times x\)，可得新的方程 \(b \times x'+(a \bmod b)\times y' = \gcd(b,a\bmod b)\) 因此可得 \(\begin{cases}x'=(\left \lfloor a \div b \right \rfloor\times x+y)\\y'=x\end{cases}\)，同样倒推可得特解 \(\begin{cases}x=y'\\y=x'-(\left \lfloor a \div b \right \rfloor\times y')\end{cases}\)，下面是递归代码实现。
#include
array exgcd(long long &a,long long &b){
if(b==0) return {1,0,a};
//当b=0时，等式为ax=gcd(a,0)，即ax=a
//得x=1,y=0
array ans=exgcd(b,a%b);
long long temp=ans[0];
ans[0]=ans[1];
ans[1]=temp-a/b*ans[1];
return ans;//ans[0]为x，ans[1]为y，ans[2]为gcd(a,b)
}
已知 \(a,b,p\in \mathbb N\)，\((a+b)\bmod p=(a\bmod p+b\bmod p)\bmod p\)，\((a-b)\bmod p=(a\bmod p+b\bmod p)\bmod p\)，\((a\times b)\bmod p=(a \bmod p\times b\bmod p)\bmod p\)。
若需要进行除法的模运算，与普通的不同，例子：\(\dfrac{20}{10}\bmod 5 \neq \dfrac{20 \bmod 5}{10\bmod 5}\bmod 5\)，所以为了求 \((a\div b) \bmod p\)，\(a,b,p\in\mathbb N\)，需要找到 \(b\) 的乘法逆元 \(x\in\mathbb N\)，将算式变成 \((a\times x)\bmod p\)。
已知 \(a,x,m\in \mathbb N\)，\(ax \equiv 1\pmod p\)\(\Rightarrow ax \bmod p=1\)\(\Rightarrow ax-\left\lfloor\dfrac{ax}{p}\right\rfloor\times p=1\)，称 \(x\) 是关于 \(a\) 的乘法逆元，将 \(-\left\lfloor\dfrac{ax}{p}\right\rfloor\) 用 \(y\) 替代，得 \(ax+py=1\)，即找到 \(x\) 的值即可找到 \(a\) 的乘法逆元，也可知 \(a,p\) 必须要互质。
求 \(a^b\)，\(a,b\in \mathbb N\)，暴力：重复乘 \(b\) 次 \(a\)，时间复杂度 \(\mathcal{O}(b)\)，可以优化。
快速幂，时间复杂度 \(\mathcal{O}(\log b)\)，采用分治思想，对于一个 \(a^b\)，\(a,b\in \mathbb {N^*}\)，若 \(b\) 为复数，可推 \(a^b=a^{2^{b\div 2}}\)，若 \(b\) 为奇数，分出一个 \(a\)，可推 \(a^b=a^{2^{(b-1)\div 2}}\times a\)，例子： \(a\leftarrow 5,b\leftarrow 6\)，\(a^b=5^6=5^{2^3}=25^3=25^2\times 25=125\times 25\)，易发现 \(a^b\) 就是求分治过程中被分出来的 \(a\) 的积，以下是代码实现。
long long quick_pow(long long a,long long b){
long long ans=1;
while(b>0){
if(b&1) ans*=a;
a*=a;
b>>=1;
}
return ans;
}
