User:C44986054/沙盒

学校文法				教育文法
語意上可獨立使用	活用	品詞
是＝自（じ）立（りつ）語（ご）	有＝用（よう）言（げん）	動詞（終止形以ウ段結尾）
		形容詞（終止形以い結尾）		イ形容詞
		形容動詞（終止形以だ結尾）		ナ形容詞
	無	體言（可做為主詞）	名詞
			代名詞
			數詞
		副詞（主要修飾用言）
		連体詞（主要修飾體言）
		接続詞（接續）
		感動詞（感嘆）
否＝付（ふ）属（ぞく）語（ご）	有	助動詞		（語尾變化）
	無

			唇音	齿音 / 齿龈音	軟顎音	聲門音
塞音	清	送氣	(φ) pʰ	(θ) tʰ	(χ) kʰ
		不送氣	(π) p	(τ) t	(κ) k
	濁		(β) b	(δ) d	(γ) ɡ
鼻音			(μ) m	(ν) n	(ŋ)
擦音	清			, (σ) s		(ʽ) h
	濁			(z)
颤音	清			(r̥)
	濁			(ρ) r
近音				(λ) l

		第一時態		第二時態
		主動	中間態	主動	中間態
單數	第一人稱	-ω	-μαι	-ν	-μην
	第二人稱	-εις	-σαι	-ς	-σο
	第三人稱	-ει(ν)	-ται	(空)	-το
雙數	第二人稱	-τον	-σθον	-τον	-σθον
	第三人稱			-την	-σθην
複數	第一人稱	-μεν	-μεθα	-μεν	-μεθα
	第二人稱	-τε	-σθε	-τε	-σθε
	第三人稱	-ουσι	-νται	-ν	-ντο

定義

定義 — 

若 $X$ 上的二元关系 $F$ 若满足：

• 反对称性（antisymmetric）：$(\forall a\in X)(\forall b\in X)\{[(aFb)\wedge (bFa)]\Rightarrow (a=b)\}$
• 传递性（transitive）：$(\forall a\in X)(\forall b\in X)(\forall c\in X)\{[(aFb)\wedge (bFc)]\Rightarrow (aFc)\}$
• 完全性（total）：$(\forall a\in X)(\forall b\in X)\{(aFb)\lor (bFa)\}$

則 $F$ 被稱為 $X$ 上的全序关系（total order），此時 $X$ 可稱為全序集合、线性序集合、简单序集合或链。

在不引起混淆的前提下，一般會模仿不等式，將全序关系直觀的表記為 $\leq$ ，這種狀況下，也可以把 $a\leq b$ 記為 $b\geq a$ 。

將完全性定義裡的 $b$ （以量词公理A4）「代換」成 $b$ 有：

$(\forall a\in X)[(aFa)\lor (aFa)]$

換句話說：

$(\forall a\in X)(aFa)$

所以從完全性可以推出自反性，因此全序关系也是個偏序关系。

正确性证明

首选取两个互质数 $a$ 和 $b$，並設

$N=ab$

由于$a$和$b$都是质数，與比$N$小又與之不互質的數有兩種:

(1) $a$的倍數，總共$b-1$個

(2) $b$的倍數，總共$a-1$個

故$N$的歐拉函數$\Phi (N)$，也就是比$N$小又與之互質的數，其總數為:

$\Phi (N)=ab-(b-1)-(a-1)-1=(a-1)(b-1)$

若取某個与$\Phi (N)$ 互质的整数$k_{pub}$，並要求$1<k_{pub}<\Phi (N)$，這樣根據扩展欧几里得算法，可以找到整數$n$和$n^{\prime }$滿足：

$nk_{pub}+n^{\prime }\Phi (N)=1$

整數$n$有時被稱為$e$關於$\Phi (N)$的模反元素

---

此時，RSA的公钥就是$k_{pub}$，私钥則設为$k_{pri}=n$。

設原文是正整數$d$，取加密後的整數$c$為

$c=d^{k_{pub}}\%N$

那會有

$d=c^{k_{pri}}\%N$

這是因為

$c^{k_{pri}}\%N-d$

$=\left[{(d^{k_{pub}}\%N)}^{k_{pri}}\right]\%N-d$

$=(d^{k_{pub}k_{pri}})\%N-d$

$=m^{k(p-1)(q-1)+1}\%N-m$

$=m*(m^{k(p-1)(q-1)}-1)\%N$

当m与N互质时，根据费马小定理公式

$a^{p-1}\equiv 1(mod\ p)$

$\Rightarrow (m^{k(q-1)})^{p-1}\equiv 1(mod\ p)$

$\Rightarrow (m^{k(p-1)})^{q-1}\equiv 1(mod\ q)$

$\Rightarrow m^{k(p-1)(q-1)}\equiv 1(mod\ pq)$

$\Rightarrow m^{k(p-1)(q-1)}\equiv 1(mod\ N)$

$\Rightarrow m*(m^{k(p-1)(q-1)}-1)\%N=0$

当m与N不互质时，不妨设公因子为p，即$m=ph_{1}(h_{1}<q)$

假設q整除m。因此$q\mid ph_{1}$，因為q與p互質，根據歐幾里德引理，$q\mid h_{1}$。所以$q\leq h_{1}$，而這與$h_{1}<q$矛盾，所以q不整除m。

此时m与q互质，根据费马小定理公式

$a^{p-1}\equiv 1(mod\ p)$

$\Rightarrow m^{q-1}\equiv 1(mod\ q)$

$\Rightarrow m^{k(p-1)(q-1)}\equiv 1(mod\ q)$

$\Rightarrow m^{k(p-1)(q-1)}-1=qh_{2}$

$\Rightarrow m*(m^{k(p-1)(q-1)}-1)\%N=ph_{1}*qh_{2}\%N=Nh_{1}h_{2}\%N=0$,证明完成。

老雅典字母 (五世紀前半)	伊奧尼亞字母 (五世紀後半)	發音	西希臘字母 (Λακωνική)	拉丁字母
		/a/, /aː/		a
,		/b/		b
		/g/	(*)	c
		/d̪/		d
,		/e/		e
		/zd/		z
,	–	/h/		h
–	,	/ɛː/		–
,		/t̪ʰ/		–
		/i/, /iː/		i
		/k/		k
		/l/	(*)	l
,		/m/		m
,		/n/		n
–	,	/ks/		x
		/o/		o
		/p/		p
,		/r/		r
		/s/		s
		/t̪/		t
		/y/, /yː/ (更早為/u/, /uː/)		v (現代的u/w)
		/pʰ/		–
		/kʰ/		–
()	,	/ps/	()	–
()		/ɔː/	(?)	–