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=;

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

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

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

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

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:=;
  k2:=;
  k3:=(k1+p-q*k2 mod p) mod p;
  while (c xor )<> 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+;
    j:=x;
    up:=;
    down:=;
    while i<=j do
        begin
            up:=up*i mod mol;
            inc(i);
        end;
    i:=x-y;
    while i>= 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.

再来说逆元：

对于正整数和，如果有，那么把这个同余方程中的最小正整数解叫做模的逆元。

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，它们都会要求与互素。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：给定两个正整数和，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模的所有逆元，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

再把和替换掉，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。

另外模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：求中互质的数的个数，其中。

分析：因为，所以，我们很容易知道如下结论

   对于两个正整数和，如果是的倍数，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：由

其中

所以只需要证明，而我们知道模的逆元对应全部

中的所有数，既是单射也是满射。

所以进一步得到

证明完毕！