#include<stdio.h> inline int gcd(int a,int b) { return b?gcd(b,a%b):a; } int main() { int T,a,b,k,n; scanf("%d",&T); while(T--) { scanf("%d%d%d",&a,&b,&n); k=gcd(a,b); if(n%k) puts("No"); else puts("Yes"); } return 0; }
本题主要用到的是扩展欧几里德定理: 对于与不完全为 0 的非负整数 a,b,gcd(a,b)表示 a,b 的最大公约数那么存在唯一的整数 x,y.使得 gcd(a,b)=ax+by;
先介绍一下:
“扩展欧几里德原理”是由“欧几里德原理”扩展来的,有的书上叫“费蜀(Bezout)定理”,总之有个这个事
c=gcd(a,b)表示a,b两数的最大公约数,则存在:ax+by=c一定存在整数x,y使等式成立
先说一下“欧几里德原理”,其实就是“辗转相除法”,也就是中国老祖先的“更相减损之术”,这个算法的主要目的是求出两个数的最大公约数,具体是一个递归的过程,简单说来是:
gcd(a,b)=gcd(b,a mod b)
终止条件是:gcd(a,b)中的a mod b=0,然后输出b
下面是这个定理的推导过程:
证明“欧几里德原理(算法)”:
设a,b,c为三个不全为零的整数,且有整数t使:a=b*t+c,则a、b与b、c有相同的公约数,因而,gcd(a,b)=gcd(b,c),即gcd(a,b)=gcd(b,a-b*t)(证明这个:d是a,b的公约数,则设a=d*i,b=d*j,由a=b*t+c => c=a-b*t => c=d*(i-j*t),所以,d也是c的公约数)
欧几里德算法(辗转相除法)的工作过程如下:
1、a=b*q[1]+r[1]
2、b=r[1]*q[2]+r[2]
3、r[1]=r[2]*q[3]+r[3]
.
.
.
n、r[n-2]=r[n-1]*q[n]+r[n]
n+1、r[n-1]=r[n]*q[n+1]+r[n+1]
此时,r[n+1]=0,因为每次带余除法,余数至少减一(因为余数比除数小,这里以第一个式子为例,这个式子相当于a除以b商q[1]余r[1],这里一定存在b>r[1]),即b>r[1]>r[2]>r[3]>…>r[n]>r[n+1]=0,而b为有限数,因此必有一个最多不超过b的正整数n存在,使得r[n]>0,而r[n+1]=0,故有
r[n] =gcd(r[n],r[n-1])=…=gcd(r[2],r[1])=gcd(r[1],b)=gcd(a,b)
这就是“欧几里德原理(算法)”的证明,
下面是扩展“欧几里德原理(算法)”的证明:
其实,刚才已经证明了,因为就是辗转相除法的递推过程,然后就是以此把上述递推式迭代累加,化简就不用了,只要写得有些规律,能看出a,b的系数及一些常数项就行了,我得到的是整数倍的a+整数倍的a+整数倍的c=c这个等式,然后再化简可以得到这样的结果c=r[n]=ax+by,此时就证明扩展欧几里德定理了。
有一种特殊情况,就是当gcd(a,b)=1时,存在ax+by=1,x,y存在唯一整数解。
结论(大家都可以记住的):
a*x+b*y=gcd(a,b)x,y一定有整数解,且是唯一的!!
当然如果不好懂得话,可以这样粗略证明:
– a是gcd的倍数,可设a=i*gcd
– b是gcd的倍数,可设b=j*gcd
– 现在要用整数个a,b凑出gcd来
– 为了分析方便,不妨设a>b
– 不难看出:a-b可被表示出来,且它也是gcd的倍数
– 因此gcd(a,b)=gcd(b,a-b)=gcd(a,a-b)
– 实际上如果a=n个b+余数,则可以把n个b都减去
– 再怎么减,都是gcd的倍数
– 当n足够大时:a-nb=a mod b
– 因此gcd(a,b)=gcd(b,a mod b)
– 欧几里德定理证明结束
– 从上边证明过程可以看出a-b,a-2b,a-3b,……a-nb都可以被表示出来,且x,y都是整数解
– 当n足够大时:a-nb=a mod b
– 即 a mod b可被表示出来,且x,y为整数解
– gcd(a,b)=gcd(b,a mod b)等价,且x,y都为整数解
– 相同子问题
– 最终gcd可以被表示出来
这种题考的就是数学知识!!!表示无语!!