python2.6.6版本输入pow(2.3)显示为什么不是8，和教材上的不一样呢，我才开始自学，来个高手指导下_百度知道
python2.6.6版本输入pow(2.3)显示为什么不是8，和教材上的不一样呢，我才开始自学，来个高手指导下
3) 之后显示是Traceback (most recent call last);&TypeE，按理说应该是8啊 怎么出来这么一串字符 我都看不懂 来个高手帮个忙 说的简单点啊 我是电脑小白自学的;module&gt, got 1看不懂什么意思根据教材输入pow(2: pow expected at least 2 arguments，根据教材上刚开始学啊;pyshell#111&&quot, in &lt,line 1:
File &quot
提问者采纳
ow需要给两个参数两个参数中间用逗号隔开，而不是点……&&& pow(2
提问者评价
你那六个省略号的点明显有鄙视小白的意思啊#83不过非常感谢你和二楼，还是有师傅指导好啊
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看错教材了，不是2,3，那是2.3
sys.argv是传递给python脚本的命令行参数列表argv[0]为该脚本自身路径，其余为命令行参数你交互式运行没有参数“script,first,second,thrid=argv”这句自然会报错请在命令行下：python your_script.py arg_1 arg_2 arg_3
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出门在外也不愁[转载]数论总结
欧几里德算法
定理：gcd(a,b) = gcd(b,a mod b)
证明：a可以表示成a = kb + r，则r = a mod b
假设d是a,b的一个公约数，则有
d|a, d|b，而r = a - kb，因此d|r
因此d是(b,a mod b)的公约数
假设d 是(b,a mod b)的公约数，则
d | b , d |r ，但是a = kb +r
因此d也是(a,b)的公约数
因此(a,b)和(b,a mod b)的公约数是一样的，其最大公约数也必然相等，得证 。
其算法：(a为任意非负整数，b为任意正整数)
int gcd(int
{if(a&b)return gcd(b,a);if(b==<span STYLE="CoLor: #)return a;elsereturn (gcd(b,a%b));
迭代形式为：int
gcd（int a，int
{int r,t;if(a&b){
t=a;a=b;b=t;}while(b!=<span STYLE="CoLor: #)
补充: 扩展欧几里德算法是用来在已知a, b求解一组p，q使得p * a+q * b = Gcd(a, b)
(解一定存在，根据数论中的相关定理)。扩展欧几里德常用在求解模线性方程及方程组中。下面是一个使用C++的实现：
int exGcd(int a,
int b, int
<span STYLE="CoLor: #)
x = <span STYLE="CoLor: #;
y = <span STYLE="CoLor: #;return a;
exGcd(b, a % b, x,
* y;return r;
把这个实现和Gcd的递归实现相比，发现多了下面的x,y赋值过程，这就是扩展欧几里德算法的精髓。
可以这样思考:
对于a' = b, b' = a % b 而言，我们求得 x, y使得 a'x + b'y = Gcd(a', b')
由于b' = a % b = a - a / b * b (注：这里的/是程序设计语言中的除法)
那么可以得到:
a'x + b'y = Gcd(a', b') ===&
bx + (a - a / b * b)y = Gcd(a', b') = Gcd(a, b)
ay +b(x - a / b*y) = Gcd(a, b)
因此对于a和b而言，他们的相对应的p，q分别是 y和(x-a/b*y)
对于解方程主要部分说明:
1.首先给出两个定理(证明请查看相关数论书):
A. 方程 ax = b (mod n) 有解, 当且仅当 gcd(a, n) |
B. 方程 ax = b (mod n) 有d个不同的解, 其中 d = gcd(a, n);
2.证明方程有一解是: x0 = x'(b/d)
由 a*x0 = a*x'(b/d) (mod n)
a*x0 = d (b/d) (mod n) (由于 ax' = d (mod n))
= b (mod n)
证明方程有d个解: xi = x0 + i*(n/d) (mod n);
由 a*xi (mod n) = a * (x0 + i*(n/d)) (mod n)
= (a*x0+a*i*(n/d)) (mod n)
= a * x0 (mod n) (由于 d | a)
求解模线性方程
语法：result＝modular_equation(int a,int b,int n);
参数： a、b、n： ax=b (mod n) 的对应参数
返回值：方程的解
int ext_euclid(int a,int
b,int &x,int
&y) //求gcd(a,b)=ax+by{int t,d;if (b==<span STYLE="CoLor: #)
{x=<span STYLE="CoLor: #;y=<span STYLE="CoLor: #;return
d=ext_euclid(b,a %b,x,y);
y=t-a/b*y;return d;
}void modular_equation(int a,int
{int e,i,d;int x,y;
d=ext_euclid(a,n,x,y);if (b%d&<span STYLE="CoLor: #)
printf("No answer!n");else
e=((x*(b/d))%n+n)%n;for (i=<span STYLE="CoLor: #;i&d;i++)
printf("The %dth answer is : %ldn",i+<span STYLE="CoLor: #,(e+i*(n/d))%n);
这样我们就可以求出方程的所有解了，但实际问题中，我们往往被要求去求最小整数解，所以我们就可以将一个特解x，t=b/（a，b），x=(x%t+t）%t；就可以了。
求解模线性方程组(中国余数定理)
语法：result=Modular_Expoent(int a,int b,int n);
参数: B[]、W[]： a=B[] (mod W[]) 的对应参数
返回值：a 的值
注意：其中W[],B[]已知，W[i]&0且W[i]与W[j]互质, 求a
int ext_euclid(int a,int
b,int &x,int
&y) //求gcd(a,b)=ax+by{int t,d;if (b==<span STYLE="CoLor: #)
{x=<span STYLE="CoLor: #;y=<span STYLE="CoLor: #;return
d=ext_euclid(b,a %b,x,y);
y=t-a/b*y;return d;
}int China(int B[],int
W[],int k)
{int i;int d,x,y,a=<span STYLE="CoLor: #,m,n=<span STYLE="CoLor: #;for (i=<span STYLE="CoLor: #;i&k;i++)
n*=W[i];for (i=<span STYLE="CoLor: #;i&k;i++)
d=ext_euclid(W[i],m,x,y);
a=(a+y*m*B[i])%n;
}if (a&<span STYLE="CoLor: #)
return a;else return(a+n);
2. Stein算法
欧几里德算法是计算两个数最大公约数的传统算法，他无论从理论还是从效率上都是很好的。但是他有一个致命的缺陷，这个缺陷只有在大素数时才会显现出来。
考虑现在的硬件平台，一般整数最多也就是64位，对于这样的整数，计算两个数之间的模是很简单的。对于字长为32位的平台，计算两个不超过32位的整数的模，只需要一个指令周期，而计算64位以下的整数模，也不过几个周期而已。但是对于更大的素数，这样的计算过程就不得不由用户来设计，为了计算两个超过64位的整数的模，用户也许不得不采用类似于多位数除法手算过程中的试商法，这个过程不但复杂，而且消耗了很多CPU时间。对于现代密码算法，要求计算128位以上的素数的情况比比皆是，设计这样的程序迫切希望能够抛弃除法和取模。
（注：说到抛弃除法和取模，其实辗转相除法可以写成减法的形式)
Stein算法由J. Stein
1961年提出，这个方法也是计算两个数的最大公约数。和欧几里德算法
算法不同的是，Stein算法只有整数的移位和加减法，这对于程序设计者是一个福音。
为了说明Stein算法的正确性，首先必须注意到以下结论：
gcd(a,a) = a，也就是一个数和他自身的公约数是其自身
gcd(ka,kb) = k
gcd(a,b)，也就是最大公约数运算和倍乘运算可以交换，特殊的，当k=2时，说明两个偶数的最大公约数必然能被2整除。
有了上述规律就可以给出Stein算法如下：
如果A=0，B是最大公约数，算法结束
如果B=0，A是最大公约数，算法结束
设置A1 = A、B1=B和C1 = 1
如果An和Bn都是偶数，则An+1 =An /2，Bn+1 =Bn /2，Cn+1 =Cn
*2(注意，乘2只要把整数左移一位即可，除2只要把整数右移一位即可)
如果An是偶数，Bn不是偶数，则An+1 =An /2，Bn+1 =Bn ，Cn+1 =Cn
(很显然啦，2不是奇数的约数)
如果Bn是偶数，An不是偶数，则Bn+1 =Bn /2，An+1 =An ，Cn+1 =Cn
(很显然啦，2不是奇数的约数)
如果An和Bn都不是偶数，则An+1 =|An -Bn|，Bn+1 =min(An,Bn)，Cn+1 =Cn
这个算法的原理很显然，所以就不再证明了。现在考察一下该算法和欧几里德方法效率上的差别。
给出一个C++的实现:
int Gcd(int
{if(a&b)return gcd(b,a);if(a
== <span STYLE="CoLor: #)
return b;if(b
== <span STYLE="CoLor: #)
return a;if(a
% <span STYLE="CoLor: # ==
<span STYLE="CoLor: # &&
b % <span STYLE="CoLor: #
== <span STYLE="CoLor: #)
return <span STYLE="CoLor: # *
<span STYLE="CoLor: #,
<span STYLE="CoLor: #);else if(a
% <span STYLE="CoLor: # ==
<span STYLE="CoLor: #) return gcd(a &&
<span STYLE="CoLor: #,
<span STYLE="CoLor: # == <span STYLE="CoLor: #)
return gcd(a, b &&
<span STYLE="CoLor: #);else return gcd((a+b)/<span STYLE="CoLor: #,(a-b)/<span STYLE="CoLor: #);;
考虑欧几里德算法，最恶劣的情况是，每次迭代a = 2b -1,这样，迭代后，r=
b-1。如果a小于2N，这样大约需要 4N次迭代。而考虑Stein算法，每次迭代后，显然AN+1BN+1≤
ANBN/2，最大迭代次数也不超过4N次。也就是说，迭代次数几乎是相等的。但是，需要注意的是，对于大素数，试商法将使每次迭代都更复杂，因此对于大素数Stein将更有优势
1.x的二进制长度
语法：result=BitLength(int x);
参数：x：测长的x
返回值：x的二进制长度
int BitLength(int x)
<span STYLE="CoLor: #;while (x & <span STYLE="CoLor: #) {
<span STYLE="CoLor: #;
2.返回x的二进制表示中从低到高的第i位
语法：result=BitAt(int x, int i);
参数： x：十进制 x
i：要求二进制的第i位
返回值：返回x的二进制表示中从低到高的第i位
注意：最低位为第一位
int BitAt(int x,
( x & (<span STYLE="CoLor: #
(i-<span STYLE="CoLor: #)) );
3.模取幂运算
语法：result=Modular_Expoent(int a,int b,int n);
参数： a、b、n： a^b mod n 的对应参数
返回值： a^b mod n 的值
注意：需要BitLength和BitAt
或者：//a^b mod n,
int modular_exponent(int a,int
{ //a^b mod n int ret=<span STYLE="CoLor: #; for (;b;b&&=<span STYLE="CoLor: #,a=(int)((i64)a)*a%n)
if (b&<span STYLE="CoLor: #)
ret=(int)((i64)ret)*a%n; return
.判断一个数是否素数
语法：result=comp(int n);
参数：n： 判断n是否素数
返回值： 素数返回1，否则返回0
int comp(int n)
{int i,flag=<span STYLE="CoLor: #;for (i=<span STYLE="CoLor: #;i&=sqrt(n);i++)if (n%i==<span STYLE="CoLor: #)
{flag=<span STYLE="CoLor: #;break;}if (flag==<span STYLE="CoLor: #)
return <span STYLE="CoLor: #;
else return <span STYLE="CoLor: #;
}//miller rabin int modular_exponent(int a,int
//a^b mod n int
for (;b;b&&=<span STYLE="CoLor: #,a=(int)((i64)a)*a%n)
if (b&<span STYLE="CoLor: #)
ret=(int)((i64)ret)*a%n; return
int miller_rabin(int n,int
time=<span STYLE="CoLor: #){ if (n==<span STYLE="CoLor: #||(n!=<span STYLE="CoLor: #&&!(n%<span STYLE="CoLor: #))||(n!=<span STYLE="CoLor: #&&!(n%<span STYLE="CoLor: #))||(n!=<span STYLE="CoLor: #&&!(n%<span STYLE="CoLor: #))||(n!=<span STYLE="CoLor: #&&!(n%<span STYLE="CoLor: #)))
return <span STYLE="CoLor: #; while (time--) if (modular_exponent(((rand()&<span STYLE="CoLor: #x7fff&&<span STYLE="CoLor: #)+rand()&<span STYLE="CoLor: #x7fff+rand()&<span STYLE="CoLor: #x7fff)%(n-<span STYLE="CoLor: #)+<span STYLE="CoLor: #,n-<span STYLE="CoLor: #,n)!=<span STYLE="CoLor: #)
return <span STYLE="CoLor: #; return <span STYLE="CoLor: #;
应用：已知n，求比n小的与n互质的总数
原理：用n把不互质的减掉就可以了，不互质是：含有相同质因子。
设n=(p1^t1)*(p2^t2)*...*(pm^tm) p1,p2...pm是质因子
根据容斥原理易写出一个公式，仔细观察发现和下面式子等价：
【连乘】((pi^(ti-1))*(pi-1))
在程序中利用欧拉函数如下性质，可以快速求出欧拉函数的值(a为N的质因素)
若(N%a==0 && (N/a)%a==0)
则有:E(N)=E(N/a)*a;
若(N%a==0 && (N/a)%a!=0)
则有:E(N)=E(N/a)*(a-1);
编程的时候建议不要用math里的pow，那个是double精度18位，当达到__int64的最高位时候末位就挂了(小数位变成随机，万一要大于5不就…T_T)！自己写的整数的pow比较保险，哪怕用高精度呢能AC就行。
int gcd(int
{if(a&b)return gcd(b,a);if(b==<span STYLE="CoLor: #)return a;elsereturn gcd(b,a%b);
}int lcm(int
a/gcd(a,b)*b;
}int eular(int n)
{int ret=<span STYLE="CoLor: #,i;for(i=<span STYLE="CoLor: #;i*i&=n;i++)
{if(n%i==<span STYLE="CoLor: #)
n/=i,ret*=i-<span STYLE="CoLor: #;while(n%i==<span STYLE="CoLor: #)
n/=i,ret*=i;
}if(n&<span STYLE="CoLor: #)
ret*=n-<span STYLE="CoLor: #;return
一．解模方程。
类似ax=b(mod
l)的方程叫mod方程,它相当于求ax+ly=b的整数解。解mod方程利用euclid算法，首先求出使得ax+ly=(a,l)的x,y，具体方法如下：
function gcd(a,b:var x,y:int):
if b=0 then begin
gcd:=a;x:=1;y:=0;end
else begin
gcd:=gcd(b,a mod b,x,y);
s:=y;y:=x-a div b*y;x:=s;
假如（a,l）| b则有(a,l)组本质不同的解，否则无解。证明如下：
设d=(a,l)，则d|a,d|l,=&d|ax,d|ly=&d|ax+ly=b,即d|b.
设a=da’,b=db’,l=dl’,显然(a’,l’)=1。ax+ly=b=&a’x+l’y=b’=&a’x=b’(mod
因为(a’,l’)=1,所以a’x(x=0..l’-1) mod l’取遍0..l’-1,而b’mod
l’一定在[0,l’-1]内，所以必有x使得a’x=b’(mod l’)。设x满足a’x=1(mod
l’),则，a’x*b’=1*b’(mod
l’),即x’=b’x=b/d*x是一可行解。然后让v=l/d,则x’+kv(k=0..d-1)均是本质不同可行解：a(x’+kv)=ax’+akv=ax’+a’l=(a’+q)l+b=b(mod
l)。如何找[m,n]内的最小解？
m&=x’+kv&=n&#61664;(m-x’)/v&=k&=(n-x’)/v。然后涉及到小数取舍问题：
小于等于v的最大整数：trunc(v)-ord(frac(v)+1e-8&0)
大于等于v的最小整数：trunc(v)+ord(frac(v)-1e-8&0)
这里有一些用到此物的题目：
荒岛野人（noi2002）：假如野人I,j在有生之年能碰上，则ci+tpi=cj+tpj(mod
m)=&t(pi-pj)=cj-ci(mod
m),满足有解且t&=li,t&=lj。然后就是从1到10^6枚举m即可。
青蛙的烦恼（zjoi02）：设t次后相遇，则假如是同向运动，则x+mt=y+nt(mod
l)=&(m-n)t=y-x(modl)，相向x+mt+(l-y)+nt=0(mod
l)=&(m+n)t=y-x(mod l),相反mt-x+nt-(l-y)=0(mod
l)=&(m+n)t=x-y(mod l)。
方程（sgj106）：ax+by=c=&ax=c(mod b)。
等幂数（ural1204）：可证明除0、1外有两个数。求出px=1(mod
q),则px*(px-1)和（n-px）*(n-px+1)是。
二、求素数。
筛法求素数有低于o(nlogn)的算法，n是筛的范围。因为1+1/2+1/3+…1/n&=log(n+1)。
原则是避免重复，如果筛到i，则应从sqr(i)开始筛选，每次步长是i，而且可以先处理i=2的情况，以后i从3开始，步长为2。对于筛子数组，可以采取两种方法：1。用位压缩；2。分治，分成几段分别筛。解决内存问题。
有一些这样的题目：约数（学生科技网）、乾陵密室（ahoi03）。
三、数的因子分解和约数个数。
设m的标准分解式为m=p1^a1*…*pk^ak，则它的约数个数y(m)=(a1+1)*…*(ak+1);它的所有约数和w(m)=(1+p1+…+p1^a1)…(1+pk+…+pk^ak)={[p1^(a1+1)-1]/（p1-1）}*…*{[pk^(ak+1)-1]/(pk-1)}。分解m没什么太好的方法只有素数测试的方法从3开始到sqrt(m)的所有奇数测一遍，也可以用二、中提到的筛法先算出部分素数。
有这么几个题目：Antiprime
numbers（poi01）、N的连续数拆分（shtsc02）、芝麻开门（ahoi02）
numbers：可以知道凡是满足题意的数的标准分解均有a1&=a2&=a3…&=ak，依此求出所有类似数（不会很多），然后选择其中约数最多且本身最小的数。
N的连续数拆分：设n=a+…+a+k，则n=(2a+k)(k+1)/2,2a+k和k+1中必有一奇数，且2a+k&k+1,所以n的所有奇约数d数目对应所有连续拆分（d&sqrt(2n),d=k+1,else
d=k+2a）。先把n的2因子除净，再分解即可。
芝麻开门：利用上述约数和公式。
四、高斯消元解方程。
可以参看何江舟的论文，它的一个简化版是解异或方程组。
五、涉及数论的东西。
欧拉函数u(m):表示不超过m且与m互素的正整数的个数。
性质：1。if m&2 then u(m) is even.
2．设m=p1^a1*p2^a2*……*pk^ak是m的标准分解，则
u(m)=m(1-1/p1)*……*(1-1/pk)。把式子展开就是一个容斥原理的表达式。
特例(m,n)=1=&u(nm)=u(n)u(m)。
3．sigma{u(d),d|m}=m,可用对应证明。这里给出一种数学归纳法的证明。
证明：m=p1^a1*p2^a2*……*pk^ak。
F[i]表示由第i个因子以前（包括i）组成的d的u(d)的和。
论证f[i]=p1^a1*……*pi^ai。
i=1,f[1]表示含有(0…a1)个p1的u(d)的和则f[1]=p1^a1-p1^(a1-1)+p1^(a1-1)+。。。+p1-1+1=p1^a1，命题得证。
假设当i=v时命题成立，即f[v]=p1^a1*…*pv^av,则当i=v+1时f[v+1]=f[v]*(p(v+1)^a(v+1)-p(v+1)^(a(v+1)-1)+p(v+1)^(a(v+1)-1)-…+p-1)+f[v]=f[v]*p(v+1)^a(v+1)=p1^a1*…*p(v+1)^a(v+1)，i=v+1时命题成立。
综上所述，当i属于(1..k)时命题成立。所以sigma{u(d),d|m}=f[k]=m。证毕。
定理：欧拉定理：设(a,m)=1,则a^u(m)=1(mod m)
费马小定理：设p是素数，a mod p&&0,则a^p-1=1(mod
威尔逊定理：设p是素数，则(p-1)!=-1(mod p)
利用欧拉函数性质解题的有：
机器人M号（noi2002）：设军人、政客、学者的老师总数分别是t1,t2,t3,显然有t1+t2+t3=sigma{u(d),d|m}-1=m-1。t1、t2可以用递推实现，设f[i,0]表示前i个因子（不包括2）选取偶数个因子的老师总数，f[I,1]表示选奇数个。则有
f[I,0]=f[i-1,0]+f[i-1,1]*(pi-1),f[1,0]=1
f[I,1]=f[i-1,1]+f[i-1,0]*(pi-1),f[1,1]=p1。
t3=m-t1-t2-1。求m=p1^a1*…*pk^ak用二分求乘幂的方法，复杂度为o(k){常数log}
跳蚤（hnoi02）：规定左为正方向，则假如存在a,b满足(a,b)=1,则一定有ax+by=1，否则由于（a,b）&1，此方程无解。问题转化为求所有的n+1个数的公约数为1的卡片个数。不妨换个想法，求所有不合法的卡片，再用m^n减去即可。那么不合法的一定有(a1,…,an,m)=d,且d是由m的因子组成。设m=p1^a1*p2^a2*…*pk^ak，由容斥原理得不合法卡片数=（p1^a1n-p1^(a1-1)n）*…*(pk^akn-pk^(ak-1)n)。
px+qy类命题性质：
这里仅给出性质，具体证明参看袁豪论文。
不满足满足px+qy=n(x&=0,y&=0)的最大数是pq-p-q。一般情况设(q1,q2,…,qk)=1
则不满足sigma{qixi}=n,xi&=0的最大整数是q1*…*qk-sigma{qi}。
设m=pq-p-q,则对于0&=n&=m,必有n,m-n其一满足px+qy=n(x&=0,y&=0)，也可以说在[0,m]内一定有(p-1)(q-1)/2个数满足条件。
例题：牛场围栏（wintercamp2002）
牛场围栏：无解的情况有两种：1。存在长度为1的，这时可以建任意长度；2。所有长度的最大公约数大于1，则没有最大值。否则存在(p,q)=1,则最大值&=pq-p-q。我们可以取最小的长度l1，把围栏分成l1类,即mod
l1=0..l1-1。求出每一类围栏的最小长度ci，意味着对于第I类凡是大于ci的都可以表示为ci+kl1,小于ci的都不可以组成。那么最大解一定是max{ci-l1}。至于如何求ci,可以利用类似dijkstra的方法。
Goldbach（poi01）：对于一个数m，可以采用分治的方法，m=m-p（p是满足p&m/2的最小素数），一直到m《=26，采用hash处理。实际上可以先算出附近的素数p，然后算p/2附近的p’……,直到17，把这些数作成hash。然后处理时只要加上判断m-p&=10就行。由于hash里的素数之差+10《小素数，所以保证所求数一定是递减排列。
求n个数的最小公倍数（LCM）
#include&iostream&
int LCM(long int a,long int b)
long int temp1=a;//暂存a、b的值
long int temp2=b;
while(temp2!=0)
long int temp=temp1%temp2;
temp1=temp2;
return a/temp1*b;//防止数据过大，溢出
int main()
long int a,b;
while(cin&&N)
for(i=0;i&N-1;i++)
a=LCM(a,b);
二分求解单调函数区间内的解
#include &iostream&
#include &cmath&
#define POW(x) ( (x) * (x) )
#define POW3(x) ( POW(x) * (x) )
#define POW4(x) ( POW(x) * POW(x) )
double y = 0;
double cal ( double n )
return 8.0 * POW4(n) + 7 * POW3(n) + 2 * POW(n) + 3 * n + 6 ;
int main ()
scanf ( "%d",&T );
while ( T -- )
scanf ( "%lf",&y );
if ( cal(0) & y || cal(100) & y
printf ( "No solution!n" );
double l = 0.0, r = 100.0,res = 0.0;
while ( r - l & 1e-6 )
double mid = ( l + r ) / 2.0;
res = cal ( mid );
if ( res & y )
r = mid - 1e-6;
l = mid + 1e-6;
printf ( "%.4lfn",( l + r ) / 2.0 );
费马小定理相关，伪素数判定
题目大意是这样的，输入p，a，两个数如果p是素数输出no，如果p不是素数，判断a^p%p==p是否成立，如果成立输出yes,否则输出no
miller-labin素数判定 应用
#include &iostream&
typedef long long L; bool IsPri(int n)
if(n&2 && !
for(int i=3;i*i&=n;i+=2)
if(! (n%i))
}L BigMod(L a,L p,L m)
if(a==0 || m==1)
return ((a%m)*BigMod(a,p-1,m))%m;
L tmp=BigMod(a,p/2,m);
return (tmp*tmp)%m;
}int main()
while(cin&&p&&a,p
if(IsPri(p))
puts("no");
puts(BigMod(a,p,p)==a ? "yes" : "no");
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农历：正月初一
[宜]：求医、治病、破屋、坏垣、余事勿取
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Hunspow天气实报
&Hunspow今天白天晴转阴，有时有阵雨,最高气温6.7℃东北风,夜间多云转阴,最低气温3.2℃西北风
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