4149

Розклад числа на прості множники

Практическая работа

Математика и математический анализ

Розклад числа на прості множники Означення. Розкладом натурального числа nна прості множники (факторизацією числа) називається представлення його у вигляді взаємно прості числа, ki...

Украинкский

2012-11-13

97.5 KB

4 чел.

Розклад числа на прості множники

Означення. Розкладом натурального числа n на прості множники (факторизацією числа) називається представлення його у вигляді n = , де pi – взаємно прості числа, ki ³ 1 .

Задача перевірки числа на простоту є простішою за задачу факторизації. Тому перед розкладанням числа на прості множники слід перевірити число на простоту.

Означення. Розбиттям числа називається задача представлення натурального числа n у вигляді n = a * b, де a, b – натуральні числа, більші за 1 (не обов’язково прості).

Метод Ферма

Нехай n – складене число, яке не є степенем простого числа. Метод Ферма намагається знати такі натуральні x та y, що n = x2y2. Після чого дільниками числа n будуть a = xy та b = x + y: n = a * b = (xy)(x + y).

Якщо припустити що n = a * b, то в якості x та y (таких що n = x2y2)  можна обрати

,

Приклад. Виберемо n = 143 = 11 * 13.

Тоді x = (13 + 11) / 2  = 12, y = (13 – 11) / 2 = 1.

Перевірка: x2y2 = 122 – 11 = 143 = n.

Теорема. Якщо n = x2y2, то  < x < (n + 1) / 2.

Доведення. З рівності n = x2y2 випливає, що n < x2, тобто  < x.

Оскільки a = n / b, то . Максимальне значення x досягається при мінімальному b, тобто при b = 1. Звідси x =  < .

Отже для пошуку представлення n = x2y2 слід перебрати всі можливі значення x із проміжку [,  (n + 1) / 2], перевіряючи при цьому чи є вираз x2 - n повним квадратом.

Приклад. Розкласти на множники n = 391 методом Ферма.  = 19.

202 – 391 = 9 = 32. Маємо рівність: 391 = 202 – 32.

Звідси 391 = (20 – 3)(20 + 3) = 17 * 23.

Алгоритм Полард - ро факторизації числа

У 1974 році Джон Полард запропонував алгоритм знаходження нетривіального дільника натурального числа n. Пр цьому алгоритм використовує лише операції додавання, множення та віднімання модулярної арифметики.

Ідея алгоритма Полард – ро полягає в ітеративному обчисленні деякої наперед заданої поліноміальної функції f з цілими коефіцієнтами. Побудуємо послідовність xi наступним чином: x0 оберемо довільним із Zn, а xi+1 = f(xi) mod n, i ³ 0. Оскільки xi можуть приймати лише скінченний набір значень (цілі числа від 0 до n), то існують такі цілі n1 та n2 (n1 < n2), що = . Враховуючи поліноміальність f, для кожного натурального k маємо: =, тобто починаючи з індекса i = n1 послідовність {xi mod n} буде періодичною.

Приклад. Нехай n = 21, x0 = 1, xi+1 =  + 3 mod 21.

Тоді послідовність xi має вигляд: 1, 4, 19, 7, 10, 19, 7, 10, ... .

Таким чином x3 = x6, період послідовності дорівнює 3.

Послідовність xi можна відобразити у вигляді кола з хвостом: коло відповідає періодичній частині, а хвіст – доперіодичній. Картинка нагадує грецьку літеру r, тому метод який застосовується в алгоритмі називається r – евристикою. Послідовність із попереднього прикладу можна зобразити так:

Ідея алгоритму полягає в обчисленні для кожного i > 0 значення d = НСД(x2ixi, n). Якщо на деякому кроці d > 1, то це і є нетривіальний дільник числа n.

Побудуємо послідовність елементів xi наступним чином:

x0 = 2, xi+1 = f(xi) = ( + 1) mod n, i > 0

Алгоритм

Вхід: натуральне число n, параметр t ³ 1.

Вихід: нетривіальний дільник d числа n.

1. a = 2, b = 2;

2. for i ¬ 1 to  t do

2.1. Обчислити a ¬ (a2 + 1) mod n; b ¬ (b2 + 1) mod n; b ¬ (b2 + 1) mod n;

2.2. Обчислити d ¬ НСД(a - b, n);

2.3. if 1 < d < n return (d);  // знайдено нетривіальний дільник

3. return (False);   // дільника не знайдено

Вважаємо, що функція f(x) = (x2 + 1) mod n генерує випадкові числа. Тоді для знаходження дільника числа n необхідно виконати не більш ніж O() операцій модулярного множення.

Якщо алгоритм Поларда – ро не знаходить дільника за t ітерацій, то замість функції f(x) = (x2 + 1) mod n можна використовувати f(x) = (x2 + c) mod n, для деякого цілого c, c ¹ 0, -2.

Приклад. Нехай n = 19939.

Послідовність xi: 2, 5, 26, 677, 19672, 11473, 12391, 6582, 15217, 5483, 15217, 5483, 15217, ... .

a

b

d

2

2

1

5

26

1

26

19672

1

677

12391

1

19672

15217

1

11473

15217

1

12391

15217

157

Знайдено розклад 19939 = 157 * 127.

Нехай n = 143. Послідовність xi: 2, 5, 26, 105, 15, ... .

a

b

d

2

2

1

5

26

НСД(21, 143) = 1

26

15

НСД(11, 143) = 11


Знайдено розклад 143 = 11 * 13.

Ймовірносний квадратичний алгоритм факторизації числа

Твердження. Нехай x та y – цілі числа, x2 º y2 (mod n) та x ¹ ±y (mod n). Тоді x2y2 ділиться на n, при чому жоден із виразів x + y та xy не ділиться на n. Число d = НСД(x2y2, n) є нетривіальним дільником n.

Теорема. Якщо n – непарне складене число, яке не є степенем простого числа, то завжди існують такі x та y, що x2 º y2 (mod n), при чому x ¹ ± y (mod n).

Доведення. Нехай n = n1 * n2 – добуток взаємно простих чисел. Оберемо таке y, що НСД(y, n) = 1. Далі розв’яжемо систему рівнянь:

Розв’язком системи будуть такі x та y за модулем n = НСК(n1, n2), що x2 º y2 (mod n). Якщо при цьому припустити, що x º y (mod n), то з другого рівняння системи маємо: y º y (mod n2), або 2 * y = 0 (mod n2). Оскільки було обрано НСД(y, n2) = 1, то з останньої рівності випливає що n2 ділиться на 2, тобто є парним. Це суперечить умові теореми про непарність n.

Приклад. Виберемо n1 = 11,  n2 = 13 – взаємно прості числа. Тоді n = 11 * 13 = 143. Покладемо y = 5,  НСД(5, 143) = 1. Складемо систему порівнянь:

 або  

Розв’язком системи буде x º 60 (mod 143).

Має місце рівність 602 º 52 (mod 143) , при чому 60 ¹ ±5 (mod 143).

Тоді дільником числа n буде d = НСД(60 – 5, 143) = 11.

Формально ймовірносний квадратичний алгоритм факторизації будується на наступній ідеї:

Нехай F = {p0, p1, p2, …, pt} – множникова основа, pi – різні прості числа, при чому дозволяється обрати p0 = -1. Побудуємо множину порівнянь

 º zi ,

таку що значення zi є повіністю факторизованими у множині F :

,

та добуток деякої підмножини значень zi є повним квадратом:

z =  = y2, y Î Z, fi Î {0, 1}

Якщо множина порівнянь із вказаними властивостями побудована, то поклавши x =  і перевіривши виконання нерівності x ¹ ± y (mod n), отри маємо x2 º y2 (mod n). Число d = НСД(x2y2, n) є нетривіальним дільником n.

Приклад. Знайти дільник числа n = 143.

Обираємо випадково число x Î [2, 142], обчислюємо x2 (mod 143) та розкладаємо результат на множники:

1. z1 = 192 (mod 143) = 75 = 3 * 52.

2. z2 = 772 (mod 143) = 66 = 2 * 3 * 11.

3. z3 = 292 (mod 143) = 126 = 2 * 32 * 7.

4. z4 = 542 (mod 143) = 56 = 23 * 7.

Можна помітити, що добуток z3 та z4 є повним квадратом:

z = z3 * z4 = 24 * 32 * 72 = (22 * 3 * 7)2 = 842

Маємо рівність:

z3 * z4 = 292 * 542 º 842 (mod 143)

або враховуючи що 29 * 54 (mod 143) º 136, маємо:

1362 = 842 (mod 143), при чому 136 ¹ ±84 (mod 143)

Дільником числа n = 143 буде d = НСД(136 – 84, 143) = НСД(52, 143) = 13.

Квадратичний алгоритм факторизації

Серед усіх існуючих алгоритмів факторизації найшвидшим є квадратичний. Він ефективно застосовується для чисел, кількість цифр яких менша за 100 та які не мають малих простих дільників. Еврістичний аналіз, проведений Померансом [1] у 1981 році показав, що число N може бути розкладено на множники за час .

Нехай n – число, яке факторизується, m = . Розглянемо многочлен

q(x) = (x + m)2 - n

Квадратичний алгоритм обирає ai = x + m (x = 0, ±1, ±2, …), обчислює значення bi = (x + m)2n та перевіряє, чи факторизується bi у множниковій основі F = {p0, p1, p2, …, pt}.

Помітимо, що   = (x + m)2n º (x + m)2 (mod n) º bi (mod n).

Алгоритм

Вхід: натуральне число n, яке не є степенм простого числа.

Вихід: нетривіальний дільник d числа n.

1. Обрати множникову основу F = {p0, p1, p2, …, pt}, де  p0 = -1, pii - те просте число p, для якого n є квадратичним лишком за модулем p.

2. Обчислити m = [].

3. Знаходження t + 1 пари (ai, bi).

   Значення x перебираються у послідовності 0, ±1, ±2, … .

   Покласти i ¬ 1. Поки i £ t + 1 робити:

3.1. Обчислити b = q(x) =  (x + m)2n та перевірити, чи розкладається b у множниковій основі F. Якщо ні, обрати наступне x та повторити цей крок.

3.2. Нехай b = . Покласти ai = x + m, bi = b, vi = (vi1, vi2, …, vit), де vij = eij mod 2, 1 £ j £ t.

3.3. i ¬ i + 1.

4. Знайти підмножину T Í {1, 2, …, t + 1} таку що  = 0.

5. Обчислити x =  mod n.

6. Для кожного j, 1 £ j £ t, обчислити lj = () / 2.

7. Обчислити y =  mod n.

8. Якщо x º ±y (mod n), знайти іншу підмножину T Í {1, 2, …, t + 1} таку що  = 0 та перейти до кроку 5.

9. Обчислити дільник d = НСД(xy, n).

Приклад. Розкласти на множники n = 24961.

1. Побудуємо множникову основу: F = {-1, 2, 3, 5, 13, 23}

2. m = [] = 157.

3. Побудуємо наступну таблицю:

i

x

q(x)

факторизація q(x)

ai

vi

1

0

-312

-23 * 3 * 13

157

(1, 1, 1, 0, 1, 0)

2

1

3

3

158

(0, 0, 1, 0, 0, 0)

3

-1

-625

-54

156

(1, 0, 0, 0, 0, 0)

4

2

320

26 * 5

159

(0, 0, 0, 1, 0, 0)

5

-2

-936

-23 * 32 * 13

155

(1, 1, 0, 0, 1, 0)

6

4

960

26 * 3 * 5

161

(0, 0, 1 ,1, 0, 0)

7

-6

-2160

-24 * 33 * 5

151

(1, 0, 1, 1, 0, 0)

4. Виберемо T = {1, 2, 5}, оскільки v1 + v2 + v5 = 0.

5. Обчислимо x = (a1a2a5) (mod n) = 936 = 26 * 34 * 132.

6. l1 = 1, l2 = 3, l3 = 2, l4 = 0, l5 = 1, l6 = 0.

7. y = -23 * 32 * 13 (mod n) = 24025.

8. Оскільки 936 º –24025 (mod n), необхідно шукати іншу множину T.

9. Виберемо T = {3, 6, 7}, оскільки v3 + v6 + v7 = 0.

10. Обчислимо x = (a3a6a7) mod n = 23405 = 210 * 34 * 56.

11. l1 = 1, l2 = 5, l3 = 2, l4 = 3, l5 = 0, l6 = 0.

12. y = -25 * 32 * 53 (mod n) = 13922.

13. 23405 ¹ ±13922 (mod n).

d = НСД(xy, n) = НСД(9483, 24961) = 109 – дільник.

Відповідь: 109 – дільник 24961.

Література

1. Pomerance C. Analysis and comparison of some integer factorization algorithms. In Computational Methods in Number Theory, vol.154, H.Lenstra and R.Tijdeman, Eds. Amsterdam Mathematics Center 1982, pp. 89 – 139.


7

0

19

4

1


 

А также другие работы, которые могут Вас заинтересовать

47229. Цифровые лаборатории как средство современного школьного химического образования 362.97 KB
  Компьютерные модели в обучении химии. Компьютерные модели макромира. Компьютерные модели в обучении химии Среди различных типов педагогических программных средств многие авторы особо выделяют те в которых используются компьютерные модели.
47230. Экологизация в учебно-воспитательной работе 70 KB
  Ход мероприятия: 1 Действие На сцене – край леса. А есть еще природы храм – С лесами тянущими руки Навстречу солнцу и ветрам. Ты же видишь мы свои Ученик 3: Привет тебе мой край родной С твоими темными лесами...
47231. РЕКОМЕНДАЦИИ ПО ПОВЫШЕНИЮ РЕЗУЛЬТАТОВ ФИНАНСОВОЙ ДЕЯТЕЛЬНОСТИ СИБИРСКОГО БАНКА СБЕРБАНК РОССИИ 386.12 KB
  Многообразие факторов, оказывающих влияние на результаты деятельности коммерческих банков, определяет необходимость рассмотрения этих результатов в процессе их исследования как многофункциональной и многоцелевой экономической системы.
47232. МЕТОДИКА РАСЧЕТА ВЫБРОСОВ ЗАГРЯЗНЯЮЩИХ ВЕЩЕСТВ ОТ ПРОИЗВОДСТВЕННЫХ ПРОЦЕССОВ АВТОМОБИЛЬНЫХ ПАРКОВ ВОЙСКОВЫХ ЧАСТЕЙ 1.21 MB
  ТРЕБОВАНИЯ ПО ЭКОЛОГИЧЕСКОЙ БЕЗОПАСНОСТИ ОБЬЕКТОВ ВООРУЖЕНЯ И ВОЕННОЙ ТЕХНИКИ РВСН 1. Но требования обеспечения экологической безопасности существенно и принципиально расширяют представление о качестве и не всегда связывают его с целевым назначением объекта. Для оценки степени экологической безопасности объекта вполне пригоден показатель ресурсной эффективности выраженный отношением полученных результатов к использованным ресурсам. Необходимо учитывать что в условиях использования больших технических систем концепция абсолютной...
47233. Предсказание коммуникационных расходов параллельных программ 205 KB
  Параллельное программирование На сегодняшний день параллельные вычислительные системы дают наибольшую производительность в решении задач требующих большого количества вычислений часто на больших объемах данных. MPI. Самая распространенная реализация модели передачи сообщений – это стандарт MPI Messge Pssing Interfce описывающий ряд функций для обмена данными между отдельными процессами или внутри...
47234. Метод обнаружения удаленных атак 331 KB
  АНАЛИЗ УДАЛЕННЫХ АТАК СЕТЕВАЯ безопасность ПРОТОКОЛЫ TCP IP ОБНАРУЖЕНИЕ АТАК Настоящая дипломная работа содержит результаты анализа удаленных атак и разработку Далее краткая сводка о выполненной работе.
47235. Гидропневматическая система подрессоривания с лопастным аморитзатором для быстроходной гусеничной машины массой 18 тонн 331.88 KB
  напрямую влияет на точность стрельбы с ходу и скорость машины на марше. Колебания кузова машины обуславливают появление толчков и ударов возникающих при ее движении по неровностям утомляют водителя снижают остроту восприятия им быстроменяющихся условий движения. ГПР представляет из себя двухтрубную конструкцию расположенную горизонтально вдоль борта машины. ГПП оснащена автоматом разгрузки предназначенным для защиты упруго элемента пневмоцилиндра от сжатия его высоким давлением жидкости в процессе подъёма машины при увеличении клиренса.