超强伪素数及素性检验加速算法

提出超强伪素数的概念,并构造超强伪素数检测算法HSP(n,h),可将目前应用最广泛的素性检测算法Miller-Rabin算法的出错率1/4大为改善,可证明对一个子类HSP(n,h)出错率降为1/30;且只需对后者增加O(log2 n)次乘法,便可重复作m次检测,从而达到素性加速检验,可用来生成大素数.     

新型大素数快速并行搜索策略

有效地进行素性判定和搜索大素数一直是公钥密码学中研究的热点,但由于大素数的分布具有稀疏的特点,而且大素数搜索和判定的开销巨大,所以大素数的产生速度较慢.因此.本文提出了一种崭新的并行大素数搜索的限界过滤算法.根据素数的分布规律,将大素数的搜索限制在一定范围内的连续奇数中.搜索时,通过一轮预过滤算法,可淘汰大约83.7%的搜索空间内的整数,消除了传统随机递增搜索方法大量的大整数试除运算,从而提高素数生成的速度.实验结果表明:本文提出的算法在平均素性测试次数和搜索时间上均少于传统的随机递增法.而将限界过滤法扩展为并行算法并在双核CPU上计算.其搜索速度又可加倍提高.     

费马数与伪素数

如果合数N满足2N≡2(modN),则称N为伪素数.本文运用数论中的一些简单结果,如任何费马合数都是伪素数以及费马小定理(若p为素数,a为整数,且(a,p)≡1,则ap-1≡1(modp))等,给出了N=FS1FS2…FSk为伪素数的充要条件:S1≤2S2-1且Sk≤2S1-1,这里S1＜S2＜…＜Sk,FS=22S+...     

两种形式的素数与挛生素数猜想

用模型论方法证明几乎一切形式为p2+4(p是素数)的数都是素数,几乎一切形式为2p+1(p是素数)的数也都是素数.并证明关于各种素数的挛生素数猜想.     

基于RSA公钥算法的一种素数检测方法

介绍了几种常用的大素数的检测方法，提出了一种基于RSA公钥密码算法的新的素性检测方法，并证明了通过该方法判定素数出错的概率不超过50％，指出了费马素性检测方法是它的一种特例．     

云计算在素性判定中的应用

云计算的出现给人类带来了又一次的信息巨变,云计算的海量数据处理和虚拟资源可以帮助我们解决很多数学难题。主要利用云计算的分布式计算框架和虚拟技术研究其在素性判定中的应用,并且针对三种典型的素数判定定理提出了这些素性判定方法和云计算结合的方案,同时给出了相应的实验数据和结果分析。     

RSA中大素数生成算法优化及电路实现

为了减少大素数生成时间并加快RSA(Rivest,ShamirAdleman)公钥密码算法的加解密速度,并行化实现了小素数试除和Miller-Rabin素性测试两大关键步骤,使其在进行素性测试的同时能进行小素数试除,从而大幅减少了小素数试除单独运算消耗的时间.为了加速Miller-Rabin素性测试须要反复调用的模乘运算单元,采用一种基于字的高基Montgomery算法及多级流水结构,设计了一种可配置的高速模乘运算电路.经FPGA(现场可编程门阵列)测试,在100 MHz频率下,生成的512bit大素数的平均耗时约为75ms,生成的1 024bit密钥对的平均耗时约为166ms,耗时只有参照结果的54.2%左右.     

关于不定方程x3±27=py2

利用初等方法得出了:p=12t2+1(t∈N+)为奇素数时,不定方程x3+27=py2无正整数解；p=12r2+1(t≡0(mod2))为奇素数时,不定方程x3-27=py2无正整数解.     

循环小数的周期和数码和

如果素数p是102k-1u+1的一个因子,则说p在一k-类中,由此导出一个对素数的分类.设(b,10)=1且既约真分数a/b的循环节是q1q2…q2s,那么qi+qs+i=9当且仅当b的所有素因子都属于一k-类,这时a/b的数码和为9s.既约真分数a/3n+2的数码和为9(t-1)/2+r,这里t是a/3n+2的周期,r是a模9的最小非负剩余.如果1/p的周期等于p-1或(p-1)/2,那么p是一个素数.       

强素数的一个生成算法

给出了强素数的一个生成算法:设Po是一个奇素数且户po≠1,4(mod 7),po≠7(mod 10),po≠1(mod 13),为正整数目2Bm-2/1＜po·p1=2p1-1=2mp2+1,p4=2p3-1=4mp2+1,p5=2p4-1=m8mp22+1,则p1,p2,p3,p4,P5都为素数的充分必要条件是:26po=1(mod p1),212po=1(mod p2),22mp2=1(mod p3),24mp2=1(mod p4),2smp2=1(mod p5),其中P5就是一个强素数,并给出了一个实例分析.     

一种适合量子计算的素性检验方法

作为数论中的一个基本问题,素性检测,即检测给定的正整数是否为素数具有十分重要的理论和应用价值.给出了一种确定型严格素性检验方法.对这种方法采用量子运算,可在多项式时间内完成对一个任意给定的正整数的素性检验.     

关于丢番图方程px~4-（p-1）y~2=z~4

对任意的奇素数p,还没有找到给出丢番图方程px4-（p-1）y2=z4的全部正整数解的统一的初等方法,目前只解决了某类特殊的奇素数p的求解问题,例如王洪昌等人完全解决了p-1=Q2;或2Q2;或qQ2,2｜Q,q≡3（mod4）为奇素数,Q为正整数的情形.认为对某类特殊的奇素数p求解丢番图方程px4-（p-1）y2=z4,目的是对任意的奇素数p,寻找给出丢番图方程px4-（p-1）y2=z4的全部正整数解的统一解法.当p=2q＋1,q≡5（mod8）,p,q为奇素数时,利用初等方法把方程px4-（p-1）y2=z4化为方程x2＋my2=z2,从而给出方程px4-（p-1）y2=z4的全部正整数解;当q为任意正整数时,上述解法仍然适用,因此对任意给定的奇素数p,实际上已经给出了丢番图方程px4-（p-1）y2=z4的全部正整数解的统一解法.     

费马数是合数的一个充要条件

文章运用数论中的一些简单结果,如(F_m,F_n)=1及F_n=2~(2~n)+1(n≥2)的素因数p具有形状p=2~(n+2)k+1,其中k为某正整数等,给出了费马数是合数的一个充要条件,并得到了F_5,F_6和F_7的素因数分解式。     

关于余氏猜测的一个命题

设ａ，ｂ１，ｂ２是整数，ａ＞１，（ａ，ｂ１）－（ａ，ｂ２）＝１．则偶数ｍｂ１＋ｂ２（ｍｏｄａ）都可以表示为ｐ＋ｐ４，这里ｐ是素数，ｐ４是至多４个素数的积，且Ｐｂ１（ｍｏｄａ），ｐ４ｂ２（ｍｏｄａ）．     

关于连续正整数平方和中的素数方幂

设k是正整数 ,证明了 :4k个连续正整数的平方和不是素数或素数方幂 .     

关于Diophantine方程x^3±8=Dy^2

利用数论中同余的性质研究丢番图方程x3±8=Dy2（D=D1p,D是无平方因子的正整数,其中D1是不能被3或6k＋1之形的素数整除的正整数,p是正奇素数）的解的情况,证明了当D1=3,7（mod8）,p=3（8k＋7）（8k＋8）＋1时,方程x3＋8=Dy2无正整数解;当D1=7（mod8）,p=3（8k＋5）（8k＋...     

奇完全数的判定及素因数个数的估算

该文给出正整数不是奇完全数的判定定理,并据之推出,若Nk=Pa11 Pa22…Pakk是奇完全数,则其素因数的个数k1)当pi＞qi时,k＞s1.2)当pi=qi时,s2＜k＜s1+1;当pi≥qi时,k＞s2.3)当pi＜qi时,k＜s2+1.其中,s1由     

Eisenstein判别法及（E，ρ）型数域的推广

Eisenstein判别法是高等代数中判定整系数多项式在有理数域中的可约性的重要方法,其推广形式很多,而最原始的形式应用代数数论中来定义（E,ρ）型数域。本文在原来Eisenstein判别法的基础上进行适当地推广,并将已知的（E,ρ）型数域也随其判别法的推广而推广,成为广（E,ρ）型数域,在此基础上研究此数域的性质：给出素数p在广（E,ρ）型数域中的素理想分解形式,并且给出了这个素数户的一个重要性质。其次,得到广（E,ρ）型数域中素数ρ及相关理想的一些性质,并给出相应的证明。这样,就推广了原本只讨论最原始定义的Eisenstein判别法及（E,ρ）型数域的相关性质,使此理论更加完善。     

一类可加函数的均值估计

对任意正整数n,素因数和函数F(n)为F(1)=0,当n1且n的标准分解式为n=p1a1p2a2···prar时,F(n)=α1p1+α2·p2+···+αr·pr.设p(n)表示n的最小素因子.本文研究了可加函数(F(n)-p)2的值分布,并用初等方法得到了一个较强的渐近公式.     

F=Q（ξ7＋ξ7^-1）中素理想P在F（7（√）μ）中的分解

代数数论是研究代数数域（即有理数域的有限次扩域）和代数整数的一门学问,其中素理想分解问题是代数数论中较为重要的课题,尤其是判断素理想在域的有限扩张中的分解状况具有重要意义.借鉴其他素理想分解的理论基础上,讨论了F=Q（ξ7＋ξ7^-1）中素理想P在F（7√μ,ξ7＋ξ7^-1）中的分解条件以及分解形式.