Алгоритм Евклида

Алгори́тм Евкли́да — эффективный алгоритм для нахождения наибольшего общего делителя двух целых чисел (или общей меры двух отрезков). Алгоритм назван в честь греческого математика Евклида (III век до н. э.), который впервые описал его в VII^[1] и X^[2] книгах «Начал». Это один из старейших численных алгоритмов, используемых в наше время^[3].

В самом простом случае алгоритм Евклида применяется к паре положительных целых чисел и формирует новую пару, которая состоит из меньшего числа и остатка от деления большего числа на меньшее. Процесс повторяется, пока числа не станут равными. Найденное число и есть наибольший общий делитель исходной пары. Евклид предложил алгоритм только для натуральных чисел и геометрических величин (длин, площадей, объёмов). Однако в XIX веке он был обобщён на другие типы математических объектов, включая целые числа Гаусса и полиномы от одной переменной. Это привело к появлению в современной общей алгебре такого понятия, как евклидово кольцо. Позже алгоритм Евклида был обобщён на другие математические структуры, такие как узлы и многомерные полиномы.

Для данного алгоритма существует множество теоретических и практических применений. В частности, он является основой для криптографического алгоритма с открытым ключом RSA^[4], широко распространённого в электронной коммерции. Также алгоритм используется при решении линейных диофантовых уравнений^[5], при построении непрерывных дробей^[6], в методе Штурма^[7]. Алгоритм Евклида является основным инструментом для доказательства теорем в современной теории чисел, например таких как теорема Лагранжа о сумме четырёх квадратов^[8] и основная теорема арифметики^[9].

История

Древнегреческие математики называли этот алгоритм ἀνθυφαίρεσις или ἀνταναίρεσις — «взаимное вычитание». Этот алгоритм не был открыт Евклидом, так как упоминание о нём имеется уже в Топике Аристотеля (IV век до н. э.)^[3]. В «Началах» Евклида он описан дважды — в VII книге для нахождения наибольшего общего делителя двух натуральных чисел^[1] и в X книге для нахождения наибольшей общей меры двух однородных величин^[2]. В обоих случаях дано геометрическое описание алгоритма, для нахождения «общей меры» двух отрезков.

Историками математики было выдвинуто предположение, что именно с помощью алгоритма Евклида (процедуры последовательного взаимного вычитания) в древнегреческой математике впервые было открыто существование несоизмеримых величин (стороны и диагонали квадрата, или стороны и диагонали правильного пятиугольника)^[10]. Впрочем, это предположение не имеет достаточных документальных подтверждений. Алгоритм для поиска наибольшего общего делителя двух натуральных чисел описан также в I книге древнекитайского трактата Математика в девяти книгах.

Описание

Алгоритм Евклида для целых чисел

Пусть ${\displaystyle a}$ и ${\displaystyle b}$ — целые числа, не равные одновременно нулю, и последовательность чисел

${\displaystyle a>b>r_{1}>r_{2}>r_{3}>r_{4}>\dots >r_{n}}$

определена тем, что каждое ${\displaystyle r_{k}}$ — это остаток от деления предпредыдущего числа на предыдущее, а предпоследнее делится на последнее нацело, то есть:

${\displaystyle a=bq_{0}+r_{1},}$

${\displaystyle b=r_{1}q_{1}+r_{2},}$

${\displaystyle r_{1}=r_{2}q_{2}+r_{3},}$

${\displaystyle \cdots }$

${\displaystyle r_{k-2}=r_{k-1}q_{k-1}+r_{k},}$

${\displaystyle \cdots }$

${\displaystyle r_{n-2}=r_{n-1}q_{n-1}+r_{n},}$

${\displaystyle r_{n-1}=r_{n}q_{n}.}$

Тогда ${\displaystyle {\text{НОД}}(a,b)}$, наибольший общий делитель ${\displaystyle a}$ и ${\displaystyle b}$, равен ${\displaystyle r_{n}}$, последнему ненулевому члену этой последовательности^[11].

Существование таких ${\displaystyle r_{1},r_{2},...,r_{n}}$, то есть возможность деления с остатком ${\displaystyle m}$ на ${\displaystyle n}$ для любого целого ${\displaystyle m}$ и целого ненулевого ${\displaystyle n}$, доказывается индукцией по ${\displaystyle m}$.

Корректность алгоритма вытекает из следующих двух утверждений^[12]:

I. Пусть ${\displaystyle a=bq+r}$, тогда ${\displaystyle {\text{НОД}}(a,b)={\text{НОД}}(b,r).}$

Доказательство

1. Пусть k — любой общий делитель чисел a и b, не обязательно наибольший, тогда a = t₁⋅k и b = t₂⋅k, где t₁ и t₂ — целые числа из определения.
2. Тогда k является также общим делителем чисел b и r, так как b делится на k по определению, а ${\displaystyle r=a-b\cdot q=(t_{1}-t_{2}\cdot q)\cdot k}$ (выражение в скобках есть целое число, следовательно, k делит r без остатка).
3. Обратное также верно и доказывается аналогично пункту 2: любой делитель b и r так же является делителем a и b.
4. Следовательно, все общие делители пар чисел (a, b) и (b, r) совпадают. Другими словами, нет общего делителя у чисел (a, b), который не был бы также делителем (b, r), и наоборот.
5. В частности, наибольший общий делитель остаётся тем же самым, так как в предположении, что НОД (a, b) > НОД (b, r) или НОД (a, b) < НОД (b, r) получаются противоречия, следовательно, НОД (a, b) = НОД (b, r). Что и требовалось доказать.

II. ${\displaystyle {\text{НОД}}(r,0)=r}$ для любого ненулевого ${\displaystyle r}$ (так как 0 делится на любое целое число).

Геометрический алгоритм Евклида

Пусть даны два отрезка длины ${\displaystyle a}$ и ${\displaystyle b}$. Вычтем из большего отрезка меньший и заменим больший отрезок полученной разностью. Повторяем эту операцию, вычитая из большего отрезка меньший, пока отрезки не станут равны. Если это произойдёт, то исходные отрезки соизмеримы, и последний полученный отрезок есть их наибольшая общая мера. Если общей меры нет, то процесс бесконечен. В таком виде алгоритм описан Евклидом^[2] и реализуется с помощью циркуля и линейки.

Пример

Для иллюстрации алгоритм Евклида будет использован, чтобы найти ${\displaystyle {\text{НОД}}}$ ${\displaystyle a=1071}$ и ${\displaystyle b=462}$. Для начала от 1071 отнимем кратное значение 462, пока не получим разность меньше, чем 462. Мы должны дважды отнять 462, (${\displaystyle q_{0}=2}$), оставаясь с остатком 147:

${\displaystyle 1071=2\cdot 462+147.}$

Затем от 462 отнимем кратное значение 147, пока не получим разность меньше, чем 147. Мы должны трижды отнять 147 (${\displaystyle q_{1}=3}$), оставаясь с остатком 21:

${\displaystyle 462=3\cdot 147+21.}$

Затем от 147 отнимем кратное значение 21, пока не получим разность меньше, чем 21. Мы должны семь раз отнять 21 (${\displaystyle q_{2}=7}$), оставаясь без остатка:

${\displaystyle 147=7\cdot 21+0.}$

Таким образом последовательность ${\displaystyle a>b>r_{1}>r_{2}>r_{3}>\dots >r_{n}}$ в данном конкретном случае будет выглядеть так:

${\displaystyle 1071>462>147>21.}$

Так как последний остаток равен нулю, то алгоритм заканчивается числом 21 и ${\displaystyle {\text{НОД}}(1071,462)=21.}$

В табличной форме шаги были следующие:

Шаг k	Равенство	Частное и остаток
0	1071 = q0 462 + r0	q0 = 2 и r0 = 147
1	462 = q1 147 + r1	q1 = 3 и r1 = 21
2	147 = q2 21 + r2	q2 = 7 и r2 = 0; алгоритм заканчивается

Если требуется найти ${\displaystyle {\text{НОД}}}$ для более чем двух чисел, алгоритм аналогичен, на каждом шаге все числа, кроме наименьшего, заменяются остатками по модулю наименьшего. Нулевые остатки, если получатся, вычёркиваются. Алгоритм завершается, когда остаётся одно ненулевое число, это и есть ${\displaystyle {\text{НОД}}}$.

Применения

Расширенный алгоритм Евклида и соотношение Безу

Основная статья: Соотношение Безу

Формулы для ${\displaystyle r_{i}}$ могут быть переписаны следующим образом:

${\displaystyle r_{1}=a+b(-q_{0})}$

${\displaystyle r_{2}=b-r_{1}q_{1}=a(-q_{1})+b(1+q_{1}q_{0})}$

${\displaystyle ...}$

${\displaystyle {\text{НОД}}(a,b)=r_{n}=as+bt}$

Здесь ${\displaystyle s}$ и ${\displaystyle t}$ целые. Это представление наибольшего общего делителя называется соотношением Безу, а числа ${\displaystyle s}$ и ${\displaystyle t}$ — коэффициентами Безу^[13]. Соотношение Безу является ключевым в доказательстве леммы Евклида и основной теоремы арифметики.

Цепные дроби

Алгоритм Евклида достаточно тесно связан с цепными дробями^[6]. Отношение ${\displaystyle {\frac {a}{b}}}$ допускает представление в виде цепной дроби:

${\displaystyle {\frac {a}{b}}=[q_{0};q_{1},q_{2},\cdots ,q_{n}]}$.

При этом цепная дробь без последнего члена равна отношению коэффициентов Безу ${\displaystyle {\frac {t}{s}}}$, взятому со знаком минус

${\displaystyle [q_{0};q_{1},q_{2},\cdots ,q_{n-1}]=-{\frac {t}{s}}}$.

Последовательность равенств, задающая алгоритм Евклида, может быть переписана в форме:

${\displaystyle {\begin{aligned}{\frac {a}{b}}&=q_{0}+{\frac {r_{0}}{b}}\\{\frac {b}{r_{0}}}&=q_{1}+{\frac {r_{1}}{r_{0}}}\\{\frac {r_{0}}{r_{1}}}&=q_{2}+{\frac {r_{2}}{r_{1}}}\\&{}\ \vdots \\{\frac {r_{k-2}}{r_{k-1}}}&=q_{k}+{\frac {r_{k}}{r_{k-1}}}\\&{}\ \vdots \\{\frac {r_{N-2}}{r_{N-1}}}&=q_{N}\end{aligned}}}$

Последнее слагаемое в правой части равенства всегда равно обратному значению левой части следующего уравнения. Поэтому первые два уравнения могут быть объединены в форме:

${\displaystyle {\frac {a}{b}}=q_{0}+{\cfrac {1}{q_{1}+{\cfrac {r_{1}}{r_{0}}}}}}$

Третье равенство может быть использовано, чтобы заменить знаменатель выражения ${\displaystyle {\frac {r_{1}}{r_{0}}}}$, получим:

${\displaystyle {\frac {a}{b}}=q_{0}+{\cfrac {1}{q_{1}+{\cfrac {1}{q_{2}+{\cfrac {r_{2}}{r_{1}}}}}}}}$

Последнее отношение остатков ${\displaystyle {\frac {r_{k}}{r_{k-1}}}}$ всегда может быть заменено с использованием следующего равенства в последовательности, и так до последнего уравнения. Результатом является цепная дробь:

${\displaystyle {\frac {a}{b}}=q_{0}+{\cfrac {1}{q_{1}+{\cfrac {1}{q_{2}+{\cfrac {1}{\ddots +{\cfrac {1}{q_{N}}}}}}}}}=[q_{0};q_{1},q_{2},\ldots ,q_{N}]}$

В приведённом выше примере ${\displaystyle {\text{НОД}}(1071,462)}$ был посчитан и были найдены частные ${\displaystyle q_{k}}$, равные 2, 3 и 7 соответственно. Поэтому ${\displaystyle {\frac {1071}{462}}}$ может быть записана как:

${\displaystyle {\frac {1071}{462}}=2+{\cfrac {1}{3+{\cfrac {1}{7}}}}=[2;3;7]}$

Линейные диофантовы уравнения

Диофантово уравнение — это уравнение с целочисленными коэффициентами и с одним или несколькими переменными, причём ставится задача поиска лишь его целых корней. Такое уравнение может иметь бесконечно много решений, конечное число решений или не иметь их вовсе. Простейшее диофантово уравнение — линейное с двумя неизвестными:

${\displaystyle ax+by=c,}$

где ${\displaystyle a,b,c}$ — целые числа. С помощью алгоритма Евклида может быть найдено полное решение уравнения такого типа^[5]. Сначала с помощью этого алгоритма можно определить ${\displaystyle d={\text{НОД}}(a,b).}$ Затем, используя расширенный алгоритм Евклида, определяются такие ${\displaystyle k}$ и ${\displaystyle l}$, что:

${\displaystyle ak+bl=d.}$

То есть ${\displaystyle x=k}$ и ${\displaystyle y=l}$ — это частное решение уравнения при ${\displaystyle c=d}$. Получается, что если ${\displaystyle c=qd}$, то ${\displaystyle x=qk}$, ${\displaystyle y=ql}$ — частное решение исходного уравнения, так как:

${\displaystyle ax+by=a(qk)+b(ql)=q(ak+bl)=qd=c.}$

Обратно, если существует хотя бы одно решение уравнения, то ${\displaystyle c}$ кратно ${\displaystyle d}$. Это следует из того, что ${\displaystyle d}$ делит и ${\displaystyle a}$, и ${\displaystyle b}$ (а значит, и всю левую часть), поэтому должно делить и ${\displaystyle c}$ (правую часть). Таким образом, линейное диофантово уравнение имеет хотя бы одно решение тогда и только тогда, когда ${\displaystyle c}$ кратно ${\displaystyle {\text{НОД}}(a,b).}$

Вариации и обобщения

Евклидово кольцо

Кольца, в которых применим алгоритм Евклида, называются евклидовыми кольцами^[14]. К ним относятся, в частности, кольца целых чисел и кольца многочленов.

Обобщённый алгоритм Евклида для многочленов

Алгоритм Евклида и расширенный алгоритм Евклида естественным образом обобщается на кольцо многочленов k[x] от одной переменной над произвольным полем k, поскольку для таких многочленов определена операция деления с остатком. При выполнении алгоритма Евклида для многочленов аналогично алгоритму Евклида для целых чисел получается последовательность полиномиальных остатков (PRS)^[15].

Пример для кольца Z[x]

Пусть cont(f) по определению — НОД коэффициентов многочлена ${\displaystyle f(x)}$ из ${\displaystyle Z[x]}$ — содержание многочлена. Частное от деления f(x) на cont(f) называется примитивной частью многочлена f(x) и обозначается primpart(f(x)). Эти определения понадобятся для нахождения НОД двух многочленов p₁(x) и p₂(x) в кольце ${\displaystyle Z[x]}$. Для многочленов над целыми числами верно следующее:

${\displaystyle cont(}$НОД${\displaystyle \{p_{1}(x),p_{2}(x)\})=}$НОД${\displaystyle \{cont(p_{1}(x)),cont(p_{2}(x))\},}$

${\displaystyle primpart(}$НОД${\displaystyle \{p_{1}(x),p_{2}(x)\})=}$НОД${\displaystyle \{primpart(p_{1}(x)),primpart(p_{2}(x))\}.}$

Таким образом, задача поиска НОД двух произвольных многочленов сводится к задаче поиска НОД примитивных полиномов.

Пусть есть два примитивных многочлена p₁(x) и p₂(x) из Z[x], для которых выполняется соотношение между их степенями: deg(p₁(x)) = m и deg(p₂(x)) = n, m > n. Деление многочленов с остатком предполагает точную делимость старшего коэффициента делимого на старший коэффициент делителя, в общем случае деление с остатком выполнить невозможно. Поэтому вводят алгоритм псевдоделения, который всё же позволяет получить псевдочастное и псевдоостаток (prem), которые будут сами по себе принадлежать множеству многочленов над целыми числами.

Под псевдоделением будем понимать, что самому делению предшествует умножение полинома ${\displaystyle p_{1}(x)}$ на ${\displaystyle (lc(p_{2}(x)))^{m-n+1}}$, то есть

${\displaystyle lc(p_{2}(x))^{m-n+1}p_{1}(x)=p_{2}(x)q(x)+r_{2}(x),\deg(r(x))<\deg(p_{2}(x)),}$

где ${\displaystyle q(x)}$ и ${\displaystyle r(x)}$ — соответственно псевдочастное и псевдоостаток.

Итак, ${\displaystyle p_{1}(x),p_{2}(x)\in Z[x]}$, причём ${\displaystyle \deg(p_{1})=n_{1}\geq \deg(p_{2})=n_{2}}$. Тогда алгоритм Евклида состоит из следующих шагов:

1. Вычисление НОД содержаний:

${\displaystyle c:=}$НОД${\displaystyle \{cont(p_{1}),cont(p_{2})\}}$.

2. Вычисление примитивных частей:

${\displaystyle p_{1}'(x):=primpart(p_{1}(x));}$

${\displaystyle p_{2}'(x):=primpart(p_{2}(x)).}$

3. Построение последовательности полиномиальных остатков:

${\displaystyle p_{1}'(x),}$

${\displaystyle p_{2}'(x),}$

${\displaystyle p_{3}(x):=prem(p_{1}'(x),p_{2}'(x)),}$

${\displaystyle p_{4}(x):=prem(p_{2}'(x),p_{3}(x)),}$

${\displaystyle p_{5}(x):=prem(p_{3}(x),p_{4}(x)),}$

${\displaystyle ...}$

${\displaystyle p_{h}(x):=prem(p_{h-2}(x),p_{h-1}(x)).}$

4. Возврат результата:

Если ${\displaystyle \deg(p_{h}(x))=0}$, то вернуть ${\displaystyle c}$, иначе вернуть ${\displaystyle c\cdot primpart(p_{h}(x))}$.

Ускоренные версии алгоритма

• Одним из методов ускорения целочисленного алгоритма Евклида является использование симметричного остатка^[16]:

${\displaystyle r_{i}\equiv r_{i-2}{\pmod {r_{i-1}}},}$

где

${\displaystyle -{\frac {r_{i-1}}{2}}\leq r_{i}\leq {\frac {r_{i-1}}{2}}.}$

• Одна из версий ускоренного алгоритма Евклида для полиномов основывается на том, что промежуточные значения алгоритма в основном зависят от высоких степеней. Применение стратегии «разделяй и властвуй» позволяет уменьшить асимптотическую сложность алгоритма^[16].

Вычислительная сложность алгоритма

Число шагов в алгоритме Евклида для НОД(x,y). Более светлые точки (красные и жёлтые) указывают на относительно меньшее количество шагов, тогда как более тёмные точки (фиолетовые и синие) на большее количество шагов. Самая большая тёмная область следует за прямой y = Φx, где Φ — золотое сечение.

Вычислительная сложность алгоритма Евклида изучена полностью.^[17] Эта сложность может быть описана произведением количества шагов деления, требуемых алгоритмом, на вычислительную сложность одного шага. Первый известный анализ алгоритма Евклида был предложен Рейнаудом в 1811.^[18] Он показал, что число шагов алгоритма для пары чисел ${\displaystyle (u,v)}$ ограничено ${\displaystyle v}$. Позже он улучшил оценку до ${\displaystyle {\frac {v}{2}}+2}$. Эмиль Леже в 1837 году изучил наихудший случай, когда для вычисления ${\displaystyle {\text{НОД}}}$ подаются последовательные числа Фибоначчи.^[19] Затем, в 1841 году, Пьер Джосеф Финк показал,^[20] что количество шагов алгоритма не превышает ${\displaystyle 2\log _{2}{v}+1.}$ Следовательно, алгоритм работает за полиномиальное время от размера меньшего из пары чисел ${\displaystyle (u,v)}$.^[19] Анализ Финка был уточнён Габриэлем Ламе в 1844 году.^[21] Он показал, что количество шагов, необходимых для завершения алгоритма, не более чем в пять раз превышает ${\displaystyle h}$ — количество цифр в десятичном представлении меньшего из пары чисел ${\displaystyle (u,v)}$.^[22][23]

Когда ${\displaystyle {\text{НОД}}}$ вычисляется для чисел, которые вписываются в одно машинное слово, каждый шаг алгоритма занимает постоянное время. В данном случае анализ Ламе предполагает, что вычислительная сложность оценивается как ${\displaystyle O(h).}$ Однако в модели расчёта, подходящей для вычислений с числами больше одного машинного слова, оценка сложности вычисления одного остатка может быть ${\displaystyle O(h^{2}).}$^[24] В этом случае общее время для всех этапов алгоритма можно проанализировать с помощью телескопического ряда, показав, что это также ${\displaystyle O(h^{2}).}$ Для ускорения алгоритма Евклида могут быть использованы современные алгоритмические методы, основанные на методе Шёнхаге — Штрассена для быстрого целочисленного умножения. Это приводит к квазиполиномиальному времени.^[25]

Количество шагов

Число шагов для вычисления ${\displaystyle {\text{НОД}}(a,b)}$ обозначим как ${\displaystyle T(a,b).}$ Если ${\displaystyle g}$ — это наибольший общий делитель ${\displaystyle a}$ и ${\displaystyle b,}$ тогда ${\displaystyle a=mg}$ и ${\displaystyle b=ng}$ для двух взаимно простых чисел ${\displaystyle m}$ и ${\displaystyle n.}$ Тогда ${\displaystyle T(a,b)=T(m,n),}$ что можно заметить, если разделить уравнения, полученные при вычислении ${\displaystyle {\text{НОД}}(a,b)}$, на ${\displaystyle g.}$^[26] Используя тот же принцип, число шагов алгоритма остаётся неизменным, если ${\displaystyle a}$ и ${\displaystyle b}$ умножаются на общий множитель w, что эквивалентно равенству ${\displaystyle T(a,b)=T(wa,wb).}$ Следовательно, количество шагов ${\displaystyle T}$ может сильно различаться между соседними парами чисел, такими как ${\displaystyle (a,b)}$ и ${\displaystyle (a,b+1),}$ так как данная величина зависит от ${\displaystyle {\text{НОД}}}$.

Рекурсивный характер алгоритма Евклида даёт следующее уравнение ${\displaystyle T(a,b)=1+T(b,r_{0})=2+T(r_{0},r_{1})=...=N+T(r_{N-2},r_{N-1})=N+1,}$ где ${\displaystyle T(x,0)=0}$ по предположению.^[17]

Наихудший случай

Если для алгоритма Евклида требуются N шагов для пары натуральных чисел a > b > 0, наименьшие значения a и b, для которых это выполняется — числа Фибоначчи F_N+2 и F_N+1 соответственно.^[27] Тогда, если алгоритм Евклида требует N шагов для пары чисел (a,b), где a > b, выполняются следующие неравенства a ≥ F_N+2 и b ≥ F_N+1. Доказать это можно по математической индукции. Если N = 1, тогда a делится на b без остатка. Наименьшие натуральные числа, для которых это верно, равны b = 1 и a = 2, соответственно F₂ и F₃. Предположим теперь, что результат выполняется для всех значений N до M − 1. Первый шаг алгоритма Евклида с M шагами a = q₀b + r₀, и алгоритм Евклида для пары чисел (b,r₀), где b > r₀, требует M − 1 шагов. По предположению индукции имеем b ≥ F_M+1 и r₀ ≥ F_M. Следовательно, a = q₀b + r₀ ≥ b + r₀ ≥ F_M+1 + F_M = F_M+2, что является искомым неравенством. Это доказательство, опубликованное Габриэлем Ламе в 1844 году, представляет собой начало теории сложности вычислений,^[28] а также первое практическое применение чисел Фибоначчи.^[27]

Теорема Ламе

Число делений с остатком в процессе применения алгоритма Евклида не превосходит упятеренного количества цифр меньшего числа ${\displaystyle b}$, записанного в десятичной системе^[29].

Среднее

Существуют различные способы вычисления среднего количества шагов алгоритма. Первый способ вычисления — среднее время T(a), необходимое для вычисления НОД заданного числа a и меньшего натурального числа b, выбранного с равной вероятностью из целых чисел от 0 до a − 1.^[17]

${\displaystyle T(a)={\frac {1}{a}}\sum _{0\leq b<a}T(a,b).}$

Однако, поскольку T(a, b) сильно колеблется в зависимости от НОД двух чисел, усреднённая функция T(a) также является «шумной».^[30] Для того, чтобы уменьшить этот шум, второе среднее τ(a) берётся по всем числам, взаимно простым с a.

${\displaystyle \tau (a)={\frac {1}{\varphi (a)}}\sum _{\begin{smallmatrix}0\leq b<a\\\gcd(a,b)=1\end{smallmatrix}}T(a,b)}$

где φ(a) функция Эйлера. Это среднее плавно растёт с ростом a.^[31]

${\displaystyle \tau (a)={\frac {12}{\pi ^{2}}}\ln 2\ln a+C+O(a^{-1/6-\varepsilon })}$

Константа (константа Портера^[32]) в этой формуле ${\displaystyle C\approx 1.467}$, а ε является бесконечно малым.

Третье среднее значение Y(n) определяется как среднее число шагов, требуемых, когда a и b выбираются случайным образом (с равномерным распределением) от 1 до n.

${\displaystyle Y(n)={\frac {1}{n^{2}}}\sum _{a=1}^{n}\sum _{b=1}^{n}T(a,b)={\frac {1}{n}}\sum _{a=1}^{n}T(a).}$

Вычислительная сложность шага

На каждом шаге алгоритма Евклида вычисляется коэффициент q_k и остаток r_k для заданной пары целых чисел r_k−2 и r_k−1. Эти величины связаны следующим соотношением:

r_k−2 = q_k r_k−1 + r_k

Вычислительная сложность каждого шага связана главным образом с нахождением q_k, так как остаток r_k можно быстро вычислить, используя r_k−2, r_k−1, и q_k

r_k = r_k−2 − q_k r_k−1

Вычислительная сложность операции деления чисел размером h бит оценивается как O(h(ℓ+1)), где ℓ размер частного.^[24]

Для сравнения, исходный алгоритм Евклида, с использованием вычитания, может быть намного медленнее. В большинстве случаев коэффициент q_k является малым числом. Вероятность данного частного q примерно равна ln|u/(u − 1)|, где u = (q + 1)².^[33] Для иллюстрации вероятность частного 1, 2, 3 или 4 составляет примерно 41,5 %, 17,0 %, 9,3 % и 5,9 % соответственно. Так как операция вычитания быстрее, чем деление, особенно для чисел больше одного машинного слова,^[34] алгоритм Евклида с использованием вычитания может быть более конкурентоспособным в сравнении с алгоритмом, использующим деление.^[35] Это используется в бинарном алгоритме вычисления НОД.^[36]

Оценка сложности алгоритма вычисляется как произведение количества шагов на время выполнения одного шага. Она показывает, что алгоритм Евклида растёт квадратично O(h²), где h — среднее число цифр в двух начальных числах a и b в десятичной записи. Пусть h₀, h₁, …, h_N−1 представляют число цифр в последовательных остатках r₀, r₁, …, r_N−1. Так как число шагов N растёт линейно с h, время работы ограничено следующим выражением:

${\displaystyle O{\Big (}\sum _{i<N}h_{i}(h_{i}-h_{i+1}+2){\Big )}\subseteq O{\Big (}h\sum _{i<N}(h_{i}-h_{i+1}+2){\Big )}\subseteq O(h(h_{0}+2N))\subseteq O(h^{2}).}$

Примечания

1. Мордухай-Болтовской, 1949, с. 11—13.
2. Мордухай-Болтовской, 1949, с. 103—105.
3. Кнут, 2001, с. 378.
4. Menezes, 1996, с. 286.
5. Курант, 2001, с. 74—76.
6. Виноградов, 1952, с. 14—18.
7. Энгелер, 1987, с. 24—31.
8. Тихомиров, 2003, с. 11—14.
9. Калужин, 1969, с. 6—14.
10. Цейтен, 1932, с. 112—114.
11. Виноградов, 1952, с. 9—10.
12. Курант, 2001, с. 67—70.
13. Хассе, 1953, с. 29—30.
14. Курош, 1973, с. 91—92.
15. Панкратьев, 2007, с. 54—58.
16. Gathen, 2013, с. 313—326.
17. Knuth, 1997, с. 344.
18. Shallit, 1994, с. 414.
19. Shallit, 1994, с. 401—419.
20. Shallit, 1994, с. 413.
21. Lame, 1844, с. 867—870.
22. Grossman, 1924, с. 443.
23. Абрамов С. А. Математические построения и программирование. — М., Наука, 1978. — Тираж 100 000 экз. — c. 170
24. Knuth, 1997, с. 257—261.
25. Moeller, 2005, с. 1.
26. Ore, 1948, с. 45.
27. Knuth, 1997, с. 343.
28. LeVeque, 1996, с. 3.
29. Абрамов С. А. Математические построения и программирование. — М., Наука, 1978. — Тираж 100 000 экз. — c. 170
30. Knuth, 1997, с. 353.
31. Tonkov, 1974, с. 47—57.
32. Weisstein, Eric W. Porter's Constant (англ.) на сайте Wolfram MathWorld.
33. Knuth, 1997, с. 352.
34. Wagon, 1999, с. 335—336.
35. Cohen, 1993, с. 14.
36. Cohen, 1993, с. 14—15, 17-18.

Литература

• Абрамов С. А. Самый знаменитый алгоритм // Квант / под ред. И. К. Кикоин, Ю. Осипьян, В. В. Козлов, А. Л. Семенов, А. Гайфуллин — МИАН, 1985. — вып. 11. — С. 44—46. — ISSN 0130-2221
• Виноградов И. М. Основы теории чисел. — М.—Л.: ГИТТЛ, 1952. — 180 с. — ISBN 978-5-811-40535-0.
• Калужин Л. А. Основная теорема арифметики. — Популярные лекции по математике. — М.: Наука, 1969. — 33 с.
• Кнут Д. Э. Искусство программирования. — Вильямс, 2001. — Т. 2. — 829 с. — ISBN 5-8459-0081-6.
• Курант Р., Роббинс Г. Дополнение к главе I, § 4. // Что такое математика? — 3-e изд., испр. и доп. — М., 2001. — 568 с. — ISBN 5-900916-45-6.
• Курош А. Г. Лекции по общей алгебре / под ред. О. Н. Головин — 2-е изд. — М.: Наука, 1973. — 400 с. — ISBN 978-5-8114-0617-3
• Начала Евклида / пер.с греч. и комм. Д. Д. Мордухая-Болтовского под ред. Выгодского М. Я. и Веселовского И. Н.. — ГИТТЛ, 1949. — Т. 2. — 511 с.
• Панкратьев Е. В. Элементы компьютерной алгебры. — ИНТУИТ, 2007. — 217 с. — ISBN 978-5-955-60099-4.
• Тихомиров В. М. Великие математики прошлого и их великие теоремы. — 2-е изд., испр. — МЦНМО, 2003. — 16 с. — ISBN 5-94057-110-7.
• Хассе Г. Лекции по теории чисел. — Изд. иностранной литературы, 1953. — 527 с.
• Цейтен Г. Г. История математики в Древности и в Средние века. — ГТТИ, 1932. — 232 с.
• Энгелер Э. Метаматематика элементарной математики. — М.: Мир, 1987. — 128 с.
• Cohen H. A Course in Computational Algebraic Number Theory. — Springer-Verlag, 1993. — ISBN 0-387-55640-0.
• von zur Gathen J., Gerhard J. Modern Computer Algebra. — Cambridge University Press, 2013. — 808 с. — ISBN 978-1-107-03903-2.
• Grossman H. On the Number of Divisions in Finding a G.C.D. (англ.) // The American Mathematical Monthly. — 1924. — Vol. 31, iss. 9. — P. 443. — doi:10.2307/2298146. — JSTOR 2298146.
• Knuth D. E. The Art of Computer Programming. — 3. — Addison–Wesley, 1997. — Т. 2: Seminumerical Algorithms. — ISBN 0-201-89684-2.
• Lamé G. Note sur la limite du nombre des divisions dans la recherche du plus grand commun diviseur entre deux nombres entiers (фр.). — Comptes Rendus Acad. Sci., 1844. — N^o 19.
• LeVeque W. J. Fundamentals of Number Theory (англ.). — Dover, 1996. — ISBN 0-486-68906-9.
• Menezes A., van Oorschot P., Vanstone S. Handbook of Applied Cryptography. — CRC-Press, 1996. — 816 с. — (Discrete Mathematics and Its Applications). — ISBN 0-8493-8523-7.
• Moeller Niels. Mathematics of Computation (англ.). — 2005.
• Ore O. Number Theory and Its History (англ.). — McGraw–Hill, 1948.
• Shallit J. Origins of the analysis of the Euclidean algorithm (англ.) // Historia Math.. — 1994. — Vol. 21. — doi:10.1006/hmat.1994.1031.
• Tonkov T. On the average length of finite continued fractions (англ.) // Acta Arithmetica. — 1974. — Vol. 26.
• Wagon S. Mathematica in Action (англ.). — Springer-Verlag, 1999. — ISBN 0-387-98252-3.

Ссылки

• Реализация алгоритма Евклида на языке Pascal

• Алгоритм Евклида на e-maxx.ru
• Реализация расширенного алгоритма Евклида на языке C