в таблице сначала шли меньшие
Пример 1
Чтобы в таблице сначала шли меньшие модули 5 (они помогают отбраковать больше кандидатов), таблицу пришлось отсортировать, предварительно вычеркнув из нее элементы NULL, которые соответствуют тем простым модулям q, для которых сравнение 5*2n +1 = 0 (mod q) неразрешимо.
Каждая пара в этой таблице описывает арифметическую профессию из показателей, для которых выполняется некоторое тождественное сравнение. Пусть, например, в таблице имеется пара (s,. t). Она была получена для некоторого простого числа q.
Ее наличие в таблице означает, что 5*2n+1 + 1 = 0 (mod q) для любых натуральных k.
Теперь давайте не будем спешить с написанием программы, а предварительно оценим количество чисел, которые может помочь отбраковать такая таблица. Для этого сначала составим программу, которая подсчитывает количество чисел, отбракованных с помощью таблицы. Для этой программы нам понадобится функция, отбраковывающая заданное число по заданной таблице. Вот код этой функции.
fx[n_,t_]:= Block!(1= Length[t],i=l,c=(i<=l)}, While[c, {s,r}=t[[i]];answer=(Mod[n,s]!=r); i + +; c=(i<=l)&&answer];answer]
Эта функция принимает значение True, если число n не было отсеяно с помощью таблицы t, т.е. если оно подлежит дальнейшему испытанию. Теперь можем составить программу подсчета отбракованных чисел.
prog:= Block[fnn=200000,Yes=0,No=0, j=l}, While[j<=nn, If[fx[j,t],Yes++,No++] ; J+-2]; Print ["Yes = ", Yes, "; No=",No] ]'
Конечно, количество отбракованных чисел и время отбраковки зависят от размера таблицы t. Сначала давайте возьмем совсем небольшую таблицу.
t=Sort[DeleteCases [Array [f, 10,4] ,Null].]
{{3,2},{10,1},{11,5},{12,9),(18,11),{20,3},{28,20},{36,31}}
Теперь запускаем программу.
prog//Timing Yes= 27274 ; N0= 72726
{5.188 Second,Null}
Как видите, за 5 секунд удалось отбраковать более 72 % чисел! Давайте попробуем увеличить таблицу.
t=Sort[DeleteCases[Array[f,25,4],Null]] {{3,2}, {10,1}, {11,5},{12,9},{18,11},{20,3},{23,14}, {28,20},{36,31},{51 ,22},{52,31},{58,23}, {60,8},{66,18},{82,14},{100,26},{106,6}}
Опять считаем процент отбракованных чисел и замеряем время:
prog//Timing Yes= 23152 ; N0= 76848
{6.985 Second,Null}
Время отбраковки возросло менее, чем на 2 секунды, а отбраковали мы почти 77 % чисел! Значит, таблицу стоит увеличить.
t=Sort[DeleteCases[Array[L,100,4],Null]] ;
Опять измеряем время:
prog//Timing Yes = 18329 ;
No= 81671 (14.047 Second,Null}
Как видим, таблицу увеличивать стоило! Время отбраковки, конечно, возросло, притом более чем вдвое, но 14 секунд по сравнению с часами счета роли не играют. Так что увеличение таблицы окупает себя! Увеличиваем таблицу еще.
t=Sort[DeleteCases[Array[f,1000,4],Null]];
Теперь снова измеряем время и процент отбраковки:
prog//Timing Yes=12827;
N0= 87173 {74.172 Second,Null}
Конечно, время возросло: теперь отбраковка занимает более одной минуты. Но проверять по-настоящему придется менее 13 % чисел! Потратив дополнительно на предварительную отбраковку чуть более минуты, мы почти в 8 раз уменьшим количество чисел, которые надо будет проверить на простоту. Оказывается, увеличение таблицы оправдало себя и на этот раз. Поэтому еще раз увеличиваем таблицу.
t=Sort[DeleteCases[Array[f,10000,4],Null]];//Timing
{89.969 Second,Null}
На этот раз сама генерация таблицы занимает более минуты. Но и это время окупается.
prog//Timing Yes= 9821 ; N0= 90179
{527.781 Second,Null)
Количество чисел, которые подлежат проверке на простоту, мы уменьшили более чем в 10 раз! Может быть, стоит увеличить таблицу еще? Ну, на этот раз, во всяком случае, уж точно не в 10 раз. Ведь ждать генерации таблицы несколько часов — занятие весьма неприятное! Поэтому лучше сначала попытаться увеличить таблицу, скажем, в 2,5 раза.
t=Sort[DeleteCases[Array[f,25000,4],Null]]///Timing
{638.234 Second,Null}
На генерацию таблицы понадобилось более десяти с половиной минут. Заметно, что время генерации таблицы растет нелинейно с ростом таблицы. Наверное, пора остановиться. Проверяем:
prog//Timing Yes= 8985 ; N0= 91015
{1201.44 Second,Null}
На отбраковку потрачено более двадцати минут. Это на 9,39063 минут больше, чем в предыдущем случае. Несмотря на все это, дополнительно отбраковать удалось менее одного процента чисел. Действительно, пора остановиться. (Надо признать, конечно, что это довольно грубый, притом субъективный критерий останова.)
Теперь можем приступить к написанию программы. Пусть ее заголовок (имя и список параметров) будет М5п[п_]. (Параметр n — верхний конец диапазона, в котором происходит перебор.) Прежде всего нужно решить следующий вопрос: как использовать таблицу так, чтобы не пропустить ни одного простого числа вида 5-2n+1 даже в том случае, если оно использовалось при построении таблицы. Конечно, можно заблаговременно составить список n для таких чисел. Но это значит, что список п для таких чисел нужно составить по другой программе, решающей фактически ту же задачу, решением которой мы сейчас как раз и заняты. При решении этой вспомогательной задачи, правда, можно ограничиться перебором на меньших начальных отрезках натурального ряда. Конечно, этот способ решения вполне корректен. Но такой способ ведет к программе, которая выглядит несколько искусственно. Фактически получится не программа, а подглядывание в раздел ответов в случае небольших значений п. Ничего плохого в этом нет. Просто этот способ реализовать нельзя, если мы не знаем нужную нам часть ответа для решаемой задачи. Поэтому поступим иначе. Мы вообще сделаем вид, что не знаем даже начальных значений п. Сначала в программе найдем все те начальные значения n, при которых числа вида 5*2n+1не превосходят тех простых чисел q, которые использовались для построения таблицы. Хотя это и будет чистый перебор, перебирать придется недолго, поскольку числа вида 5*2n +1 с ростом и растут гораздо быстрее, чем и-е простое число рn. Например, если мы будем строить таблицу, используя первые 25 000 простых чисел, то перебирать без дополнительной отбраковки придется лишь первый десяток нечетных значений п. Затем можно будет построить таблицу и запустить процесс предварительной отбраковки. Поскольку проверка малых значений выполняется весьма быстро, о времени ее выполнения можно не беспокоиться. Может возникнуть и противоположный вопрос» не слишком ли рано мы запускаем отбраковку? Но мы видели, что даже отбраковка 100 000 нечетных чисел с помощью огромной таблицы, построенной с использованием первых 25 000 простых чисел, занимает всего лишь чуть более 20 минут. Так что на предварительную отбраковку одного числа требуется совсем немного времени. Ну а выигрыш отбраковка дает уже при весьма малых значениях и. Поэтому не стоит беспокоиться из-за того, что на некотором, весьма малом отрезке отбраковка может оказаться менее эффективной, чем прямая проверка. Для таблицы, построенной с использованием первых 25 000 простых чисел, перерасход времени, например, не превысит 12 секунд. Так что беспокойство по поводу того, что временные затраты на отбраковку малых значений и могут быть больше, чем на прямую проверку, необоснованно. Но перед запуском отбраковки нужно сгенерировать таблицу t. Даже если таблица строится с использованием первых 10 000 простых чисел, генерация таблицы занимает более минуты. Хотя это время (и даже большее) окупается, поведение программы из-за временных затрат на построение таблицы может показаться несколько неожиданным. Действительно, сначала очень быстро печатаются первые значения п, затем происходит весьма заметная (но необъяснимая, если не знать причину) задержка из-за генерации таблицы, после чего опять довольно быстро печатается следующая серия небольших значений и и лишь затем (на моем компьютере после и = 5947) опять происходит весьма существенная задержка. Она связана как с отсутствием искомых значений я вплоть до n= 13165, так и с тем, что для части чисел (менее 10 %) приходится выполнять полную проверку, которая теперь уже требует весьма ощутимых временных затрат. В приведенной ниже программе учтено все, о чем говорилось выше.
М5n[n_]:= Block[{j=l,nnprime=25000,primen=Prime[nnprime],nn=Min[n,primen]}, While [5*2Aj+l<=primen&& j<=n,{If[MknPrime[5,j],Print[j]],j+=2}]; If[j<n, t=Sort[DeleteCases[Array[f,nnprime,4],Null]];While!j<=nn, If[fx[j,t],If[MknPrime[5,j],Print[j]]]; j+=2]]]
Эта программа существенно быстрее первоначальной, и даже за короткую летнюю ночь она сможет на весьма слабеньком ПК (по нынешним представлениям, конечно) найти n = 26607.
Ну и, наконец, мораль этой истории. Хотя поначалу казалось, что предварительная отбраковка сильно усложнит программу, оказалось, что в системе Mathematica есть все необходимые функции для того, чтобы компактно записать построение необходимой таблицы и тем самым ускорить выполнение программы более чем в 10 раз!
Случай k = 3
Критерий простоты чисел вида 3*2n + 1 несколько сложнее. Впрочем, вся сложность заключается в выборе основания а, для которого проверяется сравнение аm =-1(mod k2n +1). Если и не делится на 4, то в качестве а достаточно взять 5. Иными словами, если п не делится на 4, то 3*2n+ 1 будет простым тогда и только тогда, когда 52"~'* з-1 (mod £-2"+1).
Вот как можно реализовать этот способ. Сначала определим вспомогательную функцию:
MMkn[k_, n_]: = k*2An+l
Теперь запишем критерий простоты.
MMSnPrimeOl[n_]:= Module[{t=3*2^n+1}, If[Mod[n,4]!=0,PowerMod[5,(t-1)/2,t]==t-l,PrimeQ[t]]]
После этого можем написать программу поиска тех и, при которых число 3*2n +1 является простым.
ММ3n[n_]:=
Block[{i=l}, While [i<=n, {If[MM3nPrime01[i],Print[i]], i++}]];
Конечно, данная программа работает существенно быстрее, чем написанная нами ранее для той же цели. Но все же давайте попробуем применить предварительный отсев.
Конечно, метод перебора можно усовершенствовать, если найти арифметическую прогрессию таких показателей п, для которых число 3*2n+1 делится на некоторое простое число д. Тогда показатели n, являющиеся членами этой прогрессии, при переборе можно пропустить, если 3*2n+1< q. Иными словами, можно пропустить те показатели п из этой прогрессии, для которых число 3*2n+1>q. Можно, конечно, пойти и дальше. Можно, например, взять несколько небольших нечетных простых чисел <?, для которых существует решение сравнения 3*2n+1^0 (mod q). Пусть s — показатель 2 по модулю q: T=\1(mod q). (Такое s можно найти с помощью функции MultiplicativeOrder [2, q].) Тогда при всех tmt (mod s) число 3-2n +1 = 0 (mod q). Если q не является числом вида 3*2n+1 , все числа и=/ (mod s) можно опустить при переборе. Если же q является числом вида 3*2n +1, то нужно оставить только то число n=t (mod 5), при котором 3-2n +1 — q. Иными словами, мы сможем отбраковать все те показатели п, которые принадлежат хотя бы одной из построенных нами указанным выше способом арифметических прогрессий. Как мы видели на примере чисел вида 5-2n+1, эта идея значительно повышает быстродействие программы и практически не усложняет перебор. Однако в данном случае таблицы получатся, конечно, совсем другие, и потому оптимальные параметры (главный из них — размер таблицы) придется подбирать заново.
Сначала определим функцию, которая по заданному номеру п простого числа q находит t — решение сравнения 3*2n+1^0 (mod q) и 5 — показатель 2 по модулю q, если такое решение существует.
f3[n_]:= Block!(q= Prime[n], s=MultiplicativeOrder[2,q], t=MultiplicativeOrder[2,q,{-PowerMod[3, -l,q]}]}, If[NumberQ[t],fs,t}]]
Теперь с помощью этой функции можно сгенерировать таблицу остатков и соответствующих им модулей.
Forekc.ru
Рефераты, дипломы, курсовые, выпускные и квалификационные работы, диссертации, учебники, учебные пособия, лекции, методические пособия и рекомендации, программы и курсы обучения, публикации из профильных изданий