number-theory

数论

整数问题。

【质数】Divide and Equalize

题意：给定 $n$ 个数，问能否找到一个数 $num$，使得 $num^n = \prod_{i=1}^{n}a_i$

原始思路：起初我的思路是二分，我们需要寻找一个数使得n个数相乘为原数组所有元素之积，那么我们预计算出所有数之积，并且在数组最大值和最小值之间进行二分，每次二分出来的数计算n次方进行笔比较即可。但是有一个很大的问题是，数据量是 $10^4$，而数字最大为 $10^6$，最大之积为 $10^{10}$ 吗？不是！最大之和才是，最大之积是 $10^{6\times10^4}$

最终思路：我们可以将选数看做多个水池匀水的过程。现在每一个水池的水高都不定，很显然我们一定可以一个值使得所有的水池的高度一致，即 $\frac{\sum_{i=1}^{n}a_i}{n}$。但是我们最终的数字是一个整数，显然不可以直接求和然后除以n，那么应该如何分配呢？我们知道水池之所以可以直接除以n，是因为水的最小分配单位是无穷小，可以随意分割；而对于整数而言，最小分配单位是什么呢？答案是质因子！为了通过分配最小单位使得最终的“水池高度一致”，我们需要让每一个“水池”获得的数值相同的质因子数量相同。于是我们只需要统计一下数组中所有数的质因子数量即可。如果对于每一种质因子的数量都可以均匀分配每一个数（即数量是n的整数倍），那么就一定可以找到这个数使得 $num^n = \prod_{i=1}^{n}a_i$

void solve() {
	int n;
	cin >> n;

	// 统计所有数字的所有质因数
	unordered_map<int, int> m;
	for (int i = 0; i < n; i++) {
		int x;
		cin >> x;

		for (int k = 2; k <= x / k; k++) {
			if (x % k == 0) {
				while (x % k == 0) {
					m[k]++;
					x /= k;
				}
			}
		}

		if (x > 1) {
			m[x]++;
		}
	}

	// 查看每一种质因数是否是n的整数倍
	for (auto& x: m) {
		if (x.second % n) {
			cout << "No\n";
			return;
		}
	}

	cout << "Yes\n";
}

【整除】Deja Vu

https://codeforces.com/contest/1891/problem/B

题意：给点序列 a 和 b，对于 b 中的每一个元素 $b_i$，如果 a 中的元素 $a_j$ 能够整除 $2^{b_i}$，则将 $a_j$ 加上 $2^{b_i - 1}$。给出最后的 a 序列

思路一：暴力枚举。

• 我们很容易就想到暴力的做法，即两层循环，第一层枚举 b 中的元素，第二层枚举 a 中的元素，如果 a 中的元素能够整除 2 的 $b^i$ 次方，就将 a 中相应的元素加上一个值即可。但是时间复杂度肯定过不了，考虑优化。

• 时间复杂度：$O(nm)$

思路二：整除优化。

• 现在我们假设a中有一个数 $a_j$ 是 $2^{b_i}$ 的整数倍（其中 $b_i$ 是b序列中第一个枚举到的能够让 $a_i$ 整除的数），那么就有 $a_j = k2^{b_i}(k=1,2,...,)$，那么 $a_j$ 就要加上 $2^{b_i-1}$，于是 $a_j$ 就变为了 $k2^{b_i}+2^{b_i-1}=(2k+1)2^{b_i-1}$。此后 $a_j$ 就一定是 $2^t(t\in \left[ 1,b_i-1 \right])$ 的倍数。因此我们需要做的就是首先找到b序列中第一个数x，能够在a中找到数是 $2^x$ 的整数倍。这一步可以这样进行：对于 a中的每一个数，我们进行30次循环统计当前数是否是 $2^i$ 的倍数，如果是就用哈希表记录当前的 $i$。最后我们在遍历寻找 x 时，只需要查看当前的 x 是否被哈希过即可。接着我们统计b序列中从x开始的严格降序序列c（由题意知，次序列的数量一定 $\le$ 30，因为b序列中数值的值域为 $[1~30]$）。最后我们再按照原来的思路，双重循环 a 序列和 c 序列即可。

• 时间复杂度：$O(30n)$

void solve() {
	int n, m;
	cin >> n >> m;

	vector<int> a(n + 1), b(m + 1);
	unordered_map<int, int> ha;

    // 边读边哈希
	for (int i = 1; i <= n; i++) {
		cin >> a[i];
		for (int j = 30; j >= 1; j--) {
			if (a[i] % (1 << j) == 0) {
				ha[j]++;
			}
		}
	}

	for (int i = 1; i <= m; i++) {
		cin >> b[i];
	}

	// 寻找b中第一个能够让a[j]整除的数b[flag]
	int flag = -1;
	for (int i = 1; i <= m; i++) {
		if (ha[b[i]]) {
			flag = i;
			break;
		}
	}

    // 特判
	if (flag == -1) {
		for (int j = 1; j <= n; j++) {
			cout << a[j] << " \n"[j == n];
		}
		return;
	}

    // 寻找b中从flag开始的严格单调递减的序列c
	vector<int> c;
	c.push_back(b[flag]);
	for (; flag <= m; flag++) {
		if (b[flag] < c.back()) {
			c.push_back(b[flag]);
		}
	}

    // 暴力循环一遍即可
	for (int j = 1; j <= n; j++) {
		for (int k = 0; k < c.size(); k++) {
			if (a[j] % (1 << c[k]) == 0) {
				a[j] += 1 << (c[k] - 1);
			}
		}
	}

	for (int j = 1; j <= n; j++) {
		cout << a[j] << " \n"[j == n];
	}
}

【组合数学】序列数量

https://www.acwing.com/problem/content/5571/

题意：给定 $i(i=1,2,\cdots,n)$ 个苹果，将其分给 $m$ 个人，问一共有多少种分配方案，给出结果对 $10^6+3$ 取模的结果

思路：整数分配问题。我们采用隔板法，隔板法相关例题见这篇博客：https://www.acwing.com/solution/content/241669/。下面开始讲解

• 利用隔板法推导结果。首先我们考虑当前局面，即只有 i 个苹果的情况下的方案数。于是题目就是 i 个苹果分给 m 个人，允许分到 0 个。于是借鉴上述链接中“少分型”的思路，先借 m 个苹果，那么此时局面中就有 i+m 个苹果，现在就等价于将 i+m 个苹果分给 m 个人，每人至少分得 1 个苹果。（分完以后每个人都还回去就行了），此时的隔板操作就是”标准型”，即 i+m 个苹果产生 i+m-1 个间隔，在其中插 m-1 块板，从而将划分出来的 m 个部分分给 m 个人。此时的划分方案就是 $C_{i+m-1}^{m-1}$，那么对于所有的 i，结果就是

  $$\begin{aligned} \sum_{i=1}^n C_{i+m-1}^{m-1} &= C_{m}^{m-1} + C_{m+1}^{m-1} + \cdots + C_{n+m-1}^{m-1} \\ &= C_{m}^{1} + C_{m+1}^{2} + \cdots + C_{n+m-1}^{n} \\ &= (-C_{m}^{0}+C_{m}^{0})+C_{m}^{1} + C_{m+1}^{2} + \cdots + C_{n+m-1}^{n} \\ &= -C_{m}^{0}+(C_{m}^{0}+C_{m}^{1} + C_{m+1}^{2} + \cdots + C_{n+m-1}^{n}) \\ &= -1+(C_{m+1}^{1} + C_{m+1}^{2} + \cdots + C_{n+m-1}^{n}) \\ &= -1+(C_{m+2}^{2} + \cdots + C_{n+m-1}^{n}) \\ &= -1+C_{n+m}^n \end{aligned}$$

• 利用乘法逆元计算组合数。结果已经知道了，现在如何计算上述表达式呢？由于 $n\times m$ 超过了常规递推的组合数计算方法内存空间，因此我们采用乘法逆元的思路计算。值得一提的是，本题在计算某个数关于 1e6+3 的乘法逆元时，不需要判断两者是否互质，因为 1e6+3 是一个质数，并且数据范围中的数均小于 1e6+3，因此两数一定互质，可以直接使用费马小定理计算乘法逆元

时间复杂度：$O(n\log 1e6)$

#include <iostream>
using namespace std;
using ll = long long;

const int N = 7e5 + 10;
const int mod = 1e6 + 3;

int fact[N], infact[N];

int qmi(int a, int b, int p) {
    int res = 1 % p;
    while (b) {
        if (b & 1) res = (ll)res * a % p;
        a = (ll)a * a % p;
        b >>= 1;
    }
    return res;
}

void init() {
    fact[0] = 1, infact[0] = 1;
    for (int i = 1; i < N; i++) {
        fact[i] = (ll)fact[i - 1] * i % mod;
        infact[i] = (ll)infact[i - 1] * qmi(i, mod - 2, mod) % mod;
    }
}

int main() {
    init();
    
    int n, m;
    cin >> n >> m;
    
    cout << (ll)fact[n + m] * infact[n] % mod * infact[m] % mod - 1;
    
    return 0;
}