Atenţie! Aceasta este o versiune veche a paginii, scrisă la 2008-01-11 11:51:23.
Revizia anterioară Revizia următoare

Teorema chineza a resturilor - generalizari si aplicatii

Scurta istorie

Se considera un numar de obiecte. Impartindu-le in grupuri de cate trei, raman doua negrupate. Impartindu-le in grupuri de cate cinci, raman trei. Impartindu-le in grupuri de cate sapte, raman doua. Cate obiecte sunt? Aceasta este problema enuntata de matematicianul chinez Sun-Tsu in secolul al IV-lea al erei noastre. El a demonstrat ca toate numerele naturale de forma 23 + 105 • k reprezinta solutiile acestei probleme. Din pacate nu putem sti daca a dezvoltat o metoda generala pentru a rezolva astfel de sisteme de ecuatii modulare. Aceasta este tema tratata in articolul care urmeaza.

Definitie

Pentru inceput, sa consideram sirul n = n₁, n₂, ..., n_k ale carui elemente sunt, luate doua cate doua, prime intre ele. Teorema chineza a restului (t.c.r.) afirma ca exista o corespondenta biunivoca intre orice numar a $\in$ Z_n si multimea ordonata de resturi ale lui a modulo n_i, i $\in$ {1, 2, ..., k}. Cu alte cuvinte, operatiile in Z_n pot fi aplicate echivalent atat pe numere cat si pe multimile ordonate corespunzatoare resturilor modulo n_i. Pentru orice a, b $\in$ Z_n, notam a_i = a mod n, respectiv b_i = b mod n, generand corespondentele a $\leftrightarrow$ {a₁ , a₂ , ..., a_k} respectiv b $\leftrightarrow$ { b₁, b₂, ..., b_k}. Conform teoremei chineze a restului, pentru orice operator $\circ$ $\in$ {+, -, * }, a $\circ$ b $\leftrightarrow$ {(a₁ $\circ$ b₁) mod n₁ , ( a₂ $\circ$ b₂)mod n₂ , ..., (a_k $\circ$ b_k) mod n_k} ramane o corespondenta valida.
Problema care se iveste imediat este conversia dintr-o forma in alta. Transformarea unui numar in multimea corespunzatoare este imediata. Partea mai dificila este operatia inversa, iar aceasta este problema care va fi tratata in continuare. Pentru determinarea numarului x $\in$ Z_n, corespunzator multimii { a₁, a₂, ..., a_k}, este suficienta rezolvarea sistemului de ecuatii modulare:

 x $\equiv$ a₁(mod n₁)

x $\equiv$ a₂(mod n₂)

...

x $\equiv$ a_k(mod n_k)

Deoarece avem de a face cu o corespondenta biunivoca, conform teoremei, exista un singur x $\in$ Z_n care satisface sistemul de mai sus. Procedeul prin care se determina aceasta valoare nu este deosebit de complicat:

se noteaza n = n₁• n₂ • ... • n_k si M_i= n / n_i (deoarece oricare doua valori n_i si n_j sunt prime intre ele, avem intotdeauna cmmdc(M _i, n_i) = 1);
se calculeaza x_i , i $\in$ {1, 2, ..., k} cu proprietatea M_i• x_i $\equiv$ 1 (mod n_i); cu alte cuvinte, avem x_i= M_i-1 mod n_i ;
se determina x = (a₁ • M₁• x₁+ a₂• M₂• x₂+ ... + a_k• M_k• x_k) mod n.

Sa demonstram mai intai ca acesta valoare x satisface sistemul. Este necesar ca pentru orice i $\in$ {1, 2, ..., k}, x $\equiv$ a_i(mod n_i).

Mai exact, trebuie sa fie satisfacuta egalitatea ((a₁• M₁• x₁+ a₂• M₂• x₂+ ... + a_k• M_k• x_k) mod n) mod n_i= a_i , $\forall$ i $\in$ {1, 2, ..., k}.

Datorita faptului ca n_i| n, avem (a₁• M₁• x₁+ a₂• M₂• x₂+ ... + a_k• M_k• x_k) mod n_i= a_i . Stim ca M_i= n / n_i , $\forall$ j $\neq$ i , M_j mod n_i= 0, deci $\forall$ j $\neq$ i, (a_j • M_j• x_j) mod n_i= 0. Este suficient sa demonstram ca (a_i• M_i• x_i) mod n_i= a_i $\Leftrightarrow$ (a_i• (M_i• x_i) mod n_i) mod n_i= a_i . Folosind M_i• x_i $\equiv$ 1 (mod n_i) ajungem la egalitatea evidenta
a_i= a_i (q.e.d.)

Mai ramane de verificat daca valoarea x este unica. Fie x^' o alta solutie; avem x < n si x^' < n. Daca x $\equiv$ a_i(mod n_i) si x^' $\equiv$ a_i(mod n_i), $\forall$ i $\in$ {1, 2, ..., k}, presupunand ca x^' < x, avem x^' - x $\equiv$ 0 (mod n_i), $\forall$ i $\in$ {1, 2, ... k}.

Datorita faptului ca numerele n_i sunt relativ prime, rezulta ca x^' - x = k • n, k $\in$ Z^* , deci x^' - x $\geq$ n, ceea ce contrazice ipoteza initiala. Asadar, solutia este unica, asa cum poate fi dedus si din t.c.r.

Mai mult, verificand daca se pastreaza corespondenta in cazul aplicarii operatorilor, demonstrarea t.c.r. poate fi usor incheiata.

Pentru calcularea inversului modular al unui numar din Z_n , de obicei se foloseste algoritmul extins al lui Euclid. Evident, pentru ca acest invers sa existe, trebuie sa avem cmmdc(a, n) = 1. Aplicam algoritmul extins al lui Euclid si determinam x si y astfel incat a • x + n • y = 1 si obtinem a^-1 = x mod n; pentru a verifica observam ca egalitatea a^-1 = x mod n este echivalenta cu a • (x mod n) $\equiv$ 1 (mod n) care, la randul sau, este echivalenta cu a • x $\equiv$ 1 (mod n). Aceasta ultima afirmatie este evident adevarata deoarece avem a • x + n • y = 1.
Pentru valori mici ale lui n, este recomandata preprocesarea "bruta" a inverselor tuturor
numerelor a din Z_n prime cu n, folosind doua structuri repetitive imbricate.

Rezolvarea sistemelor de ecuatii modulare liniare generale

O problema mai generala care ne-ar putea interesa este rezolvarea sistemelor de ecuatii modulare
x $\equiv$ a₁(mod n₁)
x $\equiv$ a₂(mod n₂)
...
x $\equiv$ a_k(mod n_k)
unde n₁ , n₂ , ..., n_k nu sunt neaparat prime intre ele. Este suficienta generalizarea pentru un sistem de doua ecuatii. Din
x $\equiv$ a₁(mod n₁)
x $\equiv$ a₂(mod n₂)
se va obtine o a treia ecuatie x $\equiv$ a_s (mod n_s) satisfacuta de orice valoare x cu proprietatea ca exista b₁ , b₂ $\in$ Z, astfel incat x = n₁• b₁+ a₁= n₂• b₂+ a₂ . Pentru oricare astfel de valoare x, vom avea:
x $\equiv$ a₁(mod n₁)
si
x $\equiv$ a₂(mod n₂).
Cu alte cuvinte, sistemul si noua ecuatie sunt echivalente.

Daca deteriminam valoarea x minima care satisface sistemul de ecuatii modulare, toate celelalte solutii vor fi obtinute adunand la acesta un multiplu al celui mai mic multiplu comun al numerelor n₁ , n₂ , ..., n_k .
Din n₁• b₁+ a₁= n₂• b₂+ a₂ se obtine n₁• b₁- n₂• b₂
= a₂- a₁ .
Fie d = cmmdc(n₁, n₂). Aplicand algoritmul extins al lui Euclid se determina valorile c₁ si c₂ astfel incat n₁• c₁+ n₂• c₂= d.
Amplificand cu (a₂- a₁) / d se obtine:
n₁• c₁• (a₂- a₁) / d + n₂• c₂• (a₂- a₁) / d = a₂- a₁ .
Am putea fi tentati sa credem ca b₁= c₁• (a₂- a₁) / d si b₂= c₂• (a₂- a₁), dar aceasta nu este intotdeauna cea mai buna solutie. Fie h = cmmmc(n₁, n₂), valoarea minima pentru care, daca x este solutie, atunci si x + h este solutie (cu alte cuvinte, h este perioada).
Notand l = (a₂- a₁) / d, observam ca n₁• c₁• l - n₂• c₂• l + k • h - k • h = n₁• (c₁• l + k • h / n₁) - n₂• (c₂• l + k • h/ n₂) satisface sistemul.
Dorim sa gasim cea mai mica solutie, deci valoarea c₁• l + k • h / n₁ trebuie sa fie cat mai mica posibil. Fie m₁= c₁• l + k • h / n₁ , iar n₁• m₁+ b₁ cea mai mica valoare care satisface sistemul.
Stim ca n₁• m₁+ b₁< h si exista o singura solutie mai mica decat h. Avem h / n₁> m₁ $\geq$ 0, deci m₁= (c₁• l) mod (h / n₁).
Sistemul format din cele doua ecuatii este satisfacut pentru valorile x = cmmmc(n₁, n₂) • i + n₁• m₁+ b₁ , pentru i $\geq$ 0.
Sistemul este astfel echivalent cu x $\equiv$ n₁• m₁+ b₁(mod cmmmc(n₁, n₂)).
Pentru a rezolva un sistem de ecuatii cu mai mult de doua necunoscute este suficient sa aplicam succesiv operatiile descrise mai sus, reducand perechile de ecuatii la una singura echivalenta, pana cand ramane o singura ecuatie modulara.

Limbajele de programare evalueaza gresit operatiile de forma a mod n , atunci cand a este un numar intreg negativ. Pentru a evita neplacerile ar trebui implementata o functie proprie pentru operatia modulo. Un exemplu este prezentat in continuare:

int mod(int a, int n) {
    return a >= 0 ?
        a % n :
        n - ((-a) % n);
}

Teorema chineza intr-un sistem de sharing `k`-threshold

Se considera o informatie secreta codificata intr-un numar foarte mare N. Pentru a-l pastra in siguranta, acesta este impartit la n servere din tara. Daca p servere nu functioneaza, din diverse motive, N poate fi recuperat folosind n - p servere ramase, atata timp cat n - p $\geq$ k, valoarea threshold.

Alegand n numere prime p₁ , p₂ , ..., p_n , cuprinse intre N^1/k si N^1/(k-1) , N poate fi determinat folosind exact k servere, dar niciodata mai putine. Fiecare server i primeste catul si restul impartirii lui N la p_i . Pentru reconstituire se foloseste t.c.r , obtinandu-se astfel valoarea N cautata. Acest lucru este posibil deoarece alegand, fara a restrange generalitatea, primele k servere, se obtine o solutie modulo p₁• p₂• ... • p_k .
Vom avea intotdeauna p_i> N^1/k • p₁• p₂• ... • p_n> N.
Toate solutiile vor fi de forma x = (p₁• p₂• ... • p_n) • i + x₀ ;
dat fiind faptul prezentat anterior, ne intereseaza doar solutia cu i = 0.
Presupunand ca se iau in considerare r < k servere, se obtin (din nou fara a restrange generalitatea) solutii de forma x = (p₁• p₂• ... • p_r) • i + x₀.
Un adversar care cunoaste r secrete poate itera dupa i, incercand toate valorile posibile ale lui x.
Desi initial am putea crede ca solutia va fi gasita usor, alegand o valoare p_i mult mai mica decat N^1/(k-1) , solutia generala va fi de forma x = M • i + x₀ , unde M este mult mai mic decat N, aceasta lasand intrusului un numar imens de incercari, iar ghicirea valorii corecte devine practic imposibila.

Bibliografie

Th. Cormen, Ch. Leiserson, R. Rivest, Introduction to Algorithms
Donald E. Knuth, The Art of Computer Programming vol. 2 - Seminumerical Algorithms
Sarad A.V aka Data, Applications to Chinese Remainder Theorem
*** Internet Problem Solving Contest 2005, Problem G - Gears in Action

Articol scris de Adrian Vladu preluat din Ginfo nr.16/1 - ianuarie 2006

infoarena informatica de performanta