米勒-拉宾素性检验

米勒-拉宾质数判定法（英语：Miller–Rabin primality test）是一种质数判定法则，利用随机化算法判断一个数是合数还是可能是素数。1976年，卡内基梅隆大学的计算机系教授盖瑞·米勒（英语：Gary Miller (computer scientist)）首先提出了基于广义黎曼猜想的确定性算法，由于广义黎曼猜想并没有被证明，于1980年，由以色列耶路撒冷希伯来大学的迈克尔·拉宾教授作出修改，提出了不依赖于该假设的随机化算法。

概念

首先介绍一个相关的引理。我们发现 $1^{2}{\bmod {p}}$ 和 $(-1)^{2}{\bmod {p}}$ 总是得到 $1$ ，我们称 $-1$ 和 $1$ 是 $1{\bmod {p}}$ 的“平凡平方根”，当 $p$ 是素数且 $p>2$ 时，不存在 $1{\bmod {p}}$ 的“非平凡平方根”。为了证明该引理，首先假设 $x$ 是 $1{\bmod {p}}$ 的平方根之一，于是有

$x^{2}\equiv 1{\pmod {p}}$

$(x+1)(x-1)\equiv 0{\pmod {p}}$

也就是说，素数 $p$ 能够整除 $(x-1)(x+1)$ 或者 $x=p-1$ ，根据欧几里得引理， $x-1$ 或者 $x+1$ 能够被 $p$ 整除，即 $x\equiv 1{\pmod {p}}$ 或 $x\equiv -1{\pmod {p}}$ ,

即 $x$ 是 $1{\bmod {p}}$ 的平凡平方根。

现在假设 $n$ 是一个素数，且 $n>2$ 。于是 $n-1$ 是一个偶数，可以被表示为 $2^{s}*d$ 的形式， $s$ 和 $d$ 都是正整数且 $d$ 是奇数。对任意在 $(Z/nZ)^{*}$ 范围内的 $a$ ，必须满足以下两种形式的一种：

$a^{d}\equiv 1{\pmod {n}}{\text{ ① }}$ $a^{2^{r}d}\equiv -1{\pmod {n}}{\text{ ② }}$

其中 $r$ 是某个满足 $0\leq r\leq s-1$ 的整数。

因为由于费马小定理，对于一个素数 $n$ ，有

$a^{n-1}\equiv 1{\pmod {n}}$

又由于上面的引理，如果我们不断对 $a^{n-1}$ 取平方根后，我们总会得到 $1$ 和 $-1$ 。如果我们得到了 $-1$ ，意味着②式成立， $n$ 是一个素数。如果我们从未得到 $-1$ ，那么通过这个过程我们已经取遍了所有 $2$ 的幂次，即①式成立。

米勒-拉宾素性测试就是基于上述原理的逆否，也就是说，如果我们能找到这样一个 $a$ ，使得对任意 $0\leq r\leq s-1$ 以下两个式子均满足：

$a^{d}\not \equiv 1{\pmod {n}}$ $a^{2^{r}d}\not \equiv -1{\pmod {n}}$ 那么 $n$ 就不是一个素数。这样的 $a$ 称为 $n$ 是合数的一个凭证（witness）。否则 $a$ 可能是一个证明 $n$ 是素数的“强伪证”（strong liar），即当 $n$ 确实是一个合数，但是对当前选取的 $a$ 来说上述两个式子均不满足，这时我们认为 $n$ 是基于 $a$ 的大概率素数。

每个奇合数 $n$ 都有很多个对应的凭证 $a$ ，但是要生成这些 $a$ 并不容易。当前解决的办法是使用概率性的测试。我们从集合 $(Z/nZ)^{*}$ 中随机选择非零数 $a$ ，然后检测当前的 $a$ 是否是 $n$ 为合数的一个凭证。如果 $n$ 本身确实是一个合数，那么大部分被选择的 $a$ 都应该是 $n$ 的凭证，也即通过这个测试能检测出 $n$ 是合数的可能性很大。然而，仍有极小概率的情况下我们找到的 $a$ 是一个“强伪证”（反而表明了 $n$ 可能是一个素数）。通过多次独立测试不同的 $a$ ，我们能减少这种出错的概率。

对于测试一个大数是否是素数，常见的做法随机选取基数 $a$ ，毕竟我们并不知道凭证和伪证在 $[1,n-1]$ 这个区间如何分布。典型的例子是 Arnault 曾经给出了一个397位的合数 $n$ ，但是所有小于307的基数 $a$ 都是 $n$ 是素数的“强伪证”。不出所料，这个大合数通过了 Maple 程序的isprime() 函数（被判定为素数）。这个函数通过检测 $a=2,3,5,7,11$ 这几种情况来进行素性检验。

例子

假设我们需要检验 $n=221$ 是否是一个素数。首先 $n-1=220=(2^{2})*55$ ，于是我们得到了 $s=2$ 和 $d=55$ .我们随机从 $[1,n-1]$ 中选取 $a$ ，假设 $a=174$ ，于是有：

$a^{2^{0}d}{\bmod {n}}=174^{55}{\bmod {2}}21=47\not =1,-1$ $a^{2^{1}d}{\bmod {n}}=174^{110}{\bmod {2}}21=220=-1$ 因为我们得到了一个 -1，所以要么 $n=221$ 确实是一个素数，要么 $a=174$ 是一个“强伪证”。我们再选取 $a=137$ ，于是有：

$a^{2^{0}d}{\bmod {n}}=137^{55}{\bmod {2}}21=188\not =1,-1$ $a^{2^{1}d}{\bmod {n}}=137^{110}{\bmod {2}}21=205\not =-1$ 即 $a=137$ 是 $n=221$ 为合数的一个凭证，而 $a=174$ 是一个“强伪证”。

选取特定的整数可以在一定范围内确定（而非单纯基于概率猜测）某个整数是质数还是合数。对于小于 $2^{32}$ 的情形，选取 $2,7,61$ 共三个凭据可以做到这一点；对于小于 $2^{64}$ 的情形，选取 $2,325,9375,28178,450775,9780504,1795265022$ 共七个凭据可以做到这一点^[1]。

算法复杂度

这一算法可以被表示成如下伪代码：

Input #1: n > 3, an odd integer to be tested for primality;
Input #2: k, a parameter that determines the accuracy of the test
Output: composite if n is composite, otherwise probably prime

write n − 1 as 2^r·d with d odd by factoring powers of 2 from n − 1
WitnessLoop: repeat k times:
   pick a random integer a in the range [2, n − 2]
   x ← a^d mod n
   if x = 1 or x = n − 1 then
      continue WitnessLoop
   repeat r − 1 times:
      x ← x² mod n
      if x = n − 1 then
         continue WitnessLoop
   return composite
return probably prime

使用模幂运算，这个算法的时间复杂度是 $O(k\log ^{3}n)$ ， $k$ 是我们测试的不同的 $a$ 的值。也就是说，这是一个高效的多项式时间算法。使用快速傅里叶变换能够将这个时间推进到 O(k log²n log log n log log log n) = Õ(k log²n).

如果我们加入最大公因数算法到上述算法中，我们有时候可以得到 $n$ 的因数，而不仅仅是证明 $n$ 是一个合数。例如，若 $n$ 是一个基于 $a$ 的可能的素数，但不是一个大概率素数，则 $\gcd((a^{d}{\bmod {n}})-1,n)$ 或 $\gcd((a^{2^{r}d}{\bmod {n}})-1,n)$ 将得到 $n$ 的因数。如果因式分解是必要的，这一 $GCDs$ 算法可以加入到上述的算法中，代价是增加了一些额外的运算时间。

例如，假设 $n=341$ ，则 $n-1=340=85*4$ .于是 $2^{85}{\bmod {3}}41=32$ ，这也告诉我们 $n$ 不是一个大概率素数，即 $n$ 是一个合数。如果这个时候我们求最大公因数，我们可以得到一个 $n=341$ 的因数： $\gcd((2^{85}{\bmod {3}}41)-1,341)=31$ .这时可行的，因为 $n=341$ 是一个基于2的伪素数，但不是一个“强伪素数”。

示例代码

下面是根据以上定义而使用Magma语言编写的“米勒-拉宾”检验程序。

function ModPotenz(a,b,n)
erg:=1;
while (b ne 0) do
       b, rest:=Quotrem(b,2);
       if (rest ne 0) then erg:=((erg*a) mod n); end if;
       a:= (a^2 mod n);
     end while;
     return erg;
end function;
;
function Miller_rabin(n)
  if (n mod 2 ne 0) then
  d:=n-1; s:=0;t:=50;
  while (d mod 2) eq 0 do
    d:=d div 2;
    s:=s+1;
  end while;
  k:=0;
  while(k lt t) do
    a:=Random(1,n-1);
    k:=k+1;
    if GCD(a,n) ne 1 then
      continue;
    end if;
    x:=ModPotenz(a,d,n);
    if(x ne 1) then
      for r in [0,s-1] do
        x:=ModPotenz(a,2^r*d,n);
        if(x eq (n-1)) then
           return "probably prime";
        end if;
      end for;
    elif (x eq 1) then
      break;
    end if;
  end while;
  end if;
  return "composite";
end function;

参见

参考资料

^ Deterministic variants of the Miller-Rabin primality test. [2019-11-01]. （原始内容存档于2012-07-11）.

[1] Deterministic variants of the Miller-Rabin primality test. [2019-11-01]. （原始内容存档于2012-07-11）.

[1]