解决33问题──将33写成3个整数的立方和-优快云博客

研究人员首次将33表示为三个整数的立方和，解决了长期悬而未决的数学难题。通过优化算法和大量计算资源，Andrew Booker找到了满足特定方程的解，推进了对自然数立方和表示的理解。

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这篇文章内容翻译自论文 Cracking the problem with 33，论文研究了方程 x^3+y^3+z^3=k 在一些小的值的解，并首次将33写成了3个整数的立方和。完成中文可以查看项目 qiwihui/cracking-the-problem-with-33。截止到目前，100以内的自然数就剩下42还没有找到关于立方和的整数解了！

Answer to the Ultimate Question of Life, the Universe, and Everything. -- 42

以下是论文正文翻译：

解决33问题

作者：ANDREW R. BOOKER

摘要受到Tim Browning和Brady Haran的 Numberphile 视频"未解决的33问题"的启发，我们研究了方程 x^3+y^3+z^3=k 在一些小的值的解。我们找到了 k=33 的第一个已知解。

1. 简介

令为正整数，其中 $k \equiv ±4(\mod 9)$ 。然后Heath-Brown [HB92] 推测有无限多的三元组 $(x，y，z) \in \mathbb{Z}^3$ 满足

早在1954年就开始对（1）进行各种数值研究 [MW55]；请参阅 [BPTYJ07]，了解截至2000年的这些研究的历史。自那时起进行的计算由于Elkies [Elk00] 而被算法所主导。我们所知道的最新内容是Huisman [Hui16] 的论文，该论文确定了（1）的所有解，其中 $k \le 1000$ 且 $\max\{|x|,|y|,|z|\}\le 10^15$ 。特别是，Huisman报告说除了13个 $k \le 1000$ 的值以外的所有解决方案都是已知的：

33, 42, 114, 165, 390, 579, 627, 633, 732, 795, 906, 921, 975. \quad \text{(2)}

Elkies的算法通过使用格基减少（lattice basis reduction）在Fermat曲线 X^3+Y^3=1 附近寻找有理点来工作；它非常适合同时找到许多值的解。在本文中，我们描述了一种在k值确定时更有效的不同方法。它的优点是可以找到所有具有最小坐标界限的解，而不是Elkies算法中的最大坐标。这总是产生搜索范围的非平凡的扩张（nontrivial expansion），因为除了可以单独考虑的有限多个例外之外，还有

\max \{|x|,|y|,|z|\} > \sqrt[3]{2} \min \{|x|,|y|,|z|\}

此外，根据经验，通常情况是其中一个变量比其他变量小得多，因此我们希望实际上增益更大。

我们的策略类似于一些早期的方法（特别参见 [HBLtR93]，[Bre95]，[KTS97] 和 [BPTYJ07]），并且基于观察： k-z^3=x^3+y^3 的任何解都具有 x+y 作为一个因子。相对于早期研究，我们的主要贡献是注意到，通过一些时间空间权衡，运行时间在高度边界内非常接近线性，并且在现代64位计算机上实现时非常实用。

更详细地说，假设 (x，y，z) 是（1）的解，并且不失一般性，假设 $|x| \ge |y| \ge |z|$ 。然后我们有

k-z^{3}=x^{3}+y^{3}=(x+y)(x^{2}-x y+y^{2})

如果 k-z^3=0 则 y=-x ，并且的每个值都产生一个解。否则，设 $d=|x+y|=|x|+y \operatorname{sgn} x$ ，我们看到可以除 |k-z^3| 并且

\begin{aligned} \begin{aligned} \frac{\left|k-z^{3}\right|}{d} &=x^{2}-x y+y^{2}=x(2 x-(x+y))+y^{2} \\ &=|x|(2|x|-d)+(d-|x|)^{2}=3 x^{2}-3 d|x|+d^{2} \end{aligned} \end{aligned}

得到

\{x, y\}=\left\{\frac{1}{2} \operatorname{sgn}\left(k-z^{3}\right)\left(d \pm \sqrt{\frac{4|k-z^{3}|-d^{3}}{3 d}}\right)\right\}

因此，给定的候选值，通过遍历 |k-z^3| 的所有除数，有一个有效的程序来查找和的所有相应值。这个基本算法在假设整数分解的时间复杂度的标准启发式（standard heuristics）下，已经能在时间 $O(B^{1+\varepsilon})$ 内找到满足 $\min\{|x|,|y|,|z|\}\ge B$ 的所有解。在下一节中，我们将解释如何避免因子分解并更有效地实现相同目的。

感谢感谢Roger Heath-Brown提供了有用的意见和建议。

2. 方法

为了便于表示，我们假设 $k \equiv ±3(\mod 9)$ ；请注意，这适用于（2）中的所有。由于上述基本算法对于寻找小解是合理的，因此我们将假设 $|z|>\sqrt{k}$ 。此外，如果我们将（1）专门用于 y=z 的解，那么我们得到Thue方程 x^3+2y^3=k ，这是有效可解的。使用 PARI/GP [The18] 中的Thue求解器，我们验证了（2）中的不存在这样的解。因此，我们可以进一步假设 $y \ne z$ 。

由于 $|z|>\sqrt{k} \ge \sqrt[3]{k}$ ，我们有

\operatorname{sgn} z=-\operatorname{sgn}(k-z^{3})=-\operatorname{sgn}(x^{3}+y^{3})=-\operatorname{sgn} x.

同样，因为 x^3 + z^3 = k-y^3 和 $|y|\ge |z|$ ，我们有 $\operatorname{sgn} y=-\operatorname{sgn} x=\operatorname{sgn} z$ 。将（1）的两边乘以 $-\operatorname{sgn} z$ ，我们得到

|x|^{3}-|y|^{3}-|z|^{3}=-k \operatorname{sgn} z \quad \text{(4)}

令 $\alpha=\sqrt[3]{2}-1$ ，并且 d=|x+y|=|x|-|y| 。如果 $d \ge \alpha |z|$ 则

\begin{aligned} \begin{aligned} -k \operatorname{sgn} z &=|x|^{3}-|y|^{3}-|z|^{3} \geq(|y|+\alpha|z|)^{3}-|y|^{3}-|z|^{3} \\ &=3 \alpha(\alpha+2)(|y|-|z|) z^{2}+3 \alpha(|y|-|z|)^{2}|z| \\ & \geq 3 \alpha(\alpha+2)|y-z| z^{2} \end{aligned} \end{aligned}

由于 $3 \alpha(\alpha+2)>1$ ，这与我们的假设不相容，即 $y \ne z$ 和 $|z|>\sqrt{k}$ 。因此我们必然有 $0<d<\alpha|z|$ 。

接下来，减少（4）模3并回想我们的假设 $k \equiv ±3(\mod 9)$ ，我们有

设 $\epsilon\in\{±1\}$ 使得 $k \equiv 3 \epsilon(\mod 9)$ 。然后，由于每个立方数都与或 ±1(mod 9) 相等，我们必然有 $x \equiv y \equiv z \equiv \epsilon(\mod 3)$ ，因此 $\operatorname{sgn} z=\epsilon(\frac{|z|}{3})=\epsilon(\frac{d}{3})$ 。基于（3），当且仅当 $d | z^{3}-k$ 以及 $3d(4|z^{3}-k|-d^3) = 3d(4\epsilon(\frac{d}{3})(z^{3}-k)-d^{3})$ 是平方数时，我们得到（1）的解。

总之，找到（1）的所有解并且满足 $|x| \ge |y| \ge |z|>\sqrt{k}$ ， $y \ne z$ 和 $|z|\le B$ ，对于每个与3互质的 $d\in\mathbb{Z}\cap(0,\alpha B)$ ，解决以下系统就足够了：

\begin{aligned} \begin{aligned} &{\frac{d}{\sqrt[3]{2}-1}<|z| \le B, \quad \operatorname{sgn} z=\epsilon\left(\frac{d}{3}\right), \quad z^{3} \equiv k \quad(\mod d)} \\ &{3 d\left(4 \epsilon\left(\frac{d}{3}\right)(z^{3}-k)-d^{3}\right)=\square} & \text{(5)} \end{aligned} \end{aligned}

我们解决这个问题的方法很简单：我们通过它们的主要因子分解递归地计算的值，并应用中国剩余定理来将 $z^{3} \equiv k(\mod d)$ 的解减少到素数模幂的情况下，其中标准算法可以适用。设 $r_{d}(k)=\# \left\{z(\mod d):z^{3} \equiv k(\mod d)\right\}$ 表示模的立方根数。通过标准分析估计，由于不是立方数，我们有

\sum_{d \le \alpha B} r_{d}(k) \ll_{k} B

启发式地，计算对所有素数 $p\le \alpha B$ 的 $z^{3} \equiv k(\mod p)$ 的解可以用 $[0, \alpha B]$ 上的整数在 O(B) 算术运算来完成；见例如 [[NZM91]，§2.9，练习8]中描述的算法。假设这一点，可以看出，使用Montgomery的批量反转技巧[[Mon87]，§10.3.1]，计算对所有正整数 $p\le \alpha B$ 的 $z^{3} \equiv k(\mod p)$ 的根的剩余工作可以再次用 O(B) 算术运算完成。

因此，我们可以在线性时间内计算满足（5）的第一行的所有，作为算术进展（arithmetic progressions）的并集。为了检测最后一行的解，有一个快速的方法来确定 $\Delta :=3d\left(4\epsilon(\frac{d}{3})(z^{3}-k)-d^{3}\right)$ 是一个平方数至关重要。我们首先注意到对于固定，这种情况减少到在椭圆曲线上找到积分点；特别是，令 X=12d|z| 和 Y=(6d^2|x-y| ，从（3）中我们看到（X，Y）位于Mordell曲线上

Y^{2}=X^{3}-2(6 d)^{3}\left(d^{3}+4 \epsilon\left(\frac{d}{3}\right) k\right). \quad \text{(6)}

因此，对于固定，存在至多有限多个解，并且它们可以被有效地约束。对于的一些小值，找到（6）上的所有积分点并检查是否产生任何满足（1）的解是切实可行的。例如，使用Magma[[BCFS18]，§128.2.8]中的积分点函数（functionality），我们验证了如（2）中的和 $d \le 40$ 情况下没有解，除了 $(k, d)\in\{(579,29),(579,34),(975,22)\}$ 。

接下来我们自然注意到一些同余和可分性约束：

引理设为（5）的解，设为素数，设 s=ord_p d ， t=ord_p(z^3-k) 。则

(i) $z \equiv \frac{4}{3} k\left(2-d^{2}\right)+9(k+d)(\mod 18)$ ； (ii) 如果 $p \equiv 2 (\mod 3)$ 则 $t \le 3s$ ； (iii) 如果 $t \le 3s$ 则 $s \equiv t (\mod 2)$ ； (iv) 如果 $ord_p k \in \{1,2\}$ 则 $s \in \{0,ord_p k\}$ 。

证明令 $\Delta=3d\left(4\epsilon(\frac{d}{3})(z^3-k)-d^3\right)$ ，令 $\delta=(\frac{d}{3})$ ，我们有 $|z| \equiv d \equiv \delta(\mod 3)$ ，观察到 $(\delta+3 n)^{3} \equiv \delta+9 n(\mod 27)$ ，模27，我们有

\begin{aligned} \begin{aligned} \frac{\Delta}{3 d} &=4 \epsilon \delta\left(z^{3}-k\right)-d^{3}=4|z|^{3}-d^{3}-4 \epsilon \delta k \\ & \equiv 4[\delta+3(|z|-\delta)]-[\delta+3(d-\delta)]-4 \epsilon \delta k=3(4|z|-d)-\delta[18+4(\epsilon k-3)] \\ & \equiv 3(4|z|-d)-d[18+4(\epsilon k-3)]=12|z|-9 d-4 \epsilon d k \\ & \equiv 3|z|-4 \epsilon d k \end{aligned} \end{aligned}

这消失了模9，所以为了使 $\Delta$ 成为平方数，它也必须消除mod 27。于是

z=\epsilon \delta|z| \equiv \frac{4 \delta d k}{3} \equiv \frac{4(2-d^{2}) k}{3} \quad(\mod 9)

减少（1）模2我们得到 $z \equiv k+d(\mod 2)$ ，这得到（i）。

接下来设 $u=p^{-s} d$ 和 $v=p^{-t} \epsilon \delta(z^{3}-k)$ ，这样就有

\Delta=3\left(4 p^{s+t} u v-p^{4 s} u^{4}\right)

如果 3s<t 则 $p^{-4 s} \Delta \equiv-3 u^{4}(\mod 4 p)$ ，但是当 $p \equiv 2(\mod 3)$ 时这是不可能的，因为不是的平方模。因此，在这种情况下我们必须 t<3s 。

接下来假设 t<3s 。我们考虑以下情况，涵盖所有可能性：

若则，那么 $s \equiv t(\bmod 2)$ 。
若 $p \ne 3$ 且 $3s > t+2 \operatorname{ord}_{p} 2$ ，则 $\operatorname{ord}_{p} \Delta=s+t+2 \operatorname{ord}_{p} 2$ ，那么 $s \equiv t(\mod 2)$ 。
若 $3s\in\{t, t+2\}$ 则 $s \equiv t(\bmod 2)$ 。
如果且则 $2^{-4 s} \Delta=3(2 u v-u^{4}) \equiv 3(\bmod 4)$ ，这是不可能的。

因此，在任何情况我们得出结论 $s \equiv t(\mod 2)$ 。

最后，假设 p|k 和 $p \not | 3k$ 。如果 s=0 则无需证明的，所以假设不然。由于 $d | z^{3}-k$ ，我们必须有 d | k ，因为

0 < s \le t=\operatorname{ord}_{p}(z^{3}-k)=\operatorname{ord}_{p} k<3 s

通过部分（iii）得出 $s \equiv \operatorname{ord}_{p} k(\mod 2)$ ，因此 $s=\operatorname{ord}_{p} k$ 。

因此，一旦 $z(\mod d)$ 的残差类（residue class）固定，则其残差模 lcm(d,18) 是确定的。还要注意，条件（ii）和（iii）对于测试 p=2 是有效的。

然而，即使有这些优化，也有 $\ll B\log B$ 对 d, z 满足（5）的第一行和引理的结论（i）和（iv）。因此，为了实现比 $O(B\log B)$ 更好的运行时间，需要从一开始就消除一些值。我们通过标准的时间空间交换来实现这一目标。确切地说，设置 $P=3(\log \log B)(\log \log \log B)$ ，并且让 $M=\prod_{5 \le p \le P} p$ 是区间 [5, P] 之间的素数的乘积。根据素数定理，我们得到 $\log M=(1+o(1)) P$ 。如果 $\Delta$ 是平方数，那么对于任意素数 p|M 我们有

\left(\frac{\Delta}{p}\right)=\left(\frac{3 d}{p}\right)\left(\frac{|z|^{3}-c}{p}\right) \in\{0,1\} \quad \text{(7)}

其中 $c \equiv \epsilon\left(\frac{d}{3}\right) k+\frac{d^{3}}{4}$ 。当 $\operatorname{lcm}(d, 18) \le \alpha B / M$ 时，我们首先为每个残差类 $|z|(\bmod M)$ 计算该函数，并且仅选择对于每个 p|M 满足（7）的那些残基。由Hasse约束，允许的残差的数量最多为

\frac{M}{2^{\omega(M /(M, d))}} \prod_{p | \frac{M}{(M, d)}}\left(1+O\left(\frac{1}{\sqrt{p}}\right)\right)=\frac{M}{2^{\omega(M /(M, d))}} e^{O(\sqrt{P} / \log P)}

因此，要考虑的值的总数最多为

\begin{aligned} \begin{array}{l}{ \sum_{\operatorname{lcm}(d, 18) \le \frac{\alpha B}{M}} r_{d}(k)\left[M+\frac{e^{O(\sqrt{P} / \log P)}}{2^{\omega(M /(M, d))}} \frac{\alpha B}{d}\right] +\sum_{d \le \alpha B, {lcm}(d, 18) \le \frac{\alpha B}{M}} \frac{r_{d}(k) \alpha B}{d}} \\ {\ll_{k} B \log M+\frac{e^{O(\sqrt{P} / \log P)}}{2^{\omega(M)}} \sum_{g | M} \frac{2^{\omega(g)} r_{g}(k)}{g} \sum_{d^{\prime} \le \frac{\alpha B}{9 g M}} \frac{r_{d^{\prime}}(k) \alpha B}{d^{\prime}}} \\ {\ll_{k} B \log M+B \log B \frac{e^{O(\sqrt{P} / \log P)}}{2^{\omega(M)}} \prod_{p | M}\left(1+\frac{2 r_{p}(k)}{p}\right)} \\ {\ll B P+\frac{B \log B}{2^{(1+o(1)) P / \log P}} \ll B(\log \log B)(\log \log \log B) }\end{array} \end{aligned}

对于没有以这种方式消除的，我们遵循类似的策略，其中一些其他辅助模 $M^{\prime}$ 由较大的素数组成，以加速平方测试。我们预先计算模为 $M^{\prime}$ 的立方数表和Legendre符号模 $p|M^{\prime}$ ，因此将测试（7）简化为了表查找。只有当所有这些测试都通过时，我们才能在多精度算术中计算 $\Delta$ 并应用一般的平方检验，这种情况对于一小部分候选值来说都是如此。事实上，我们期望Legendre测试的数量平均有限，所以总的来说，找到所有解决方案的 $|z| \le B$ 应该要求不超过 $O_k(B(\log \log B)(\log \log \log B))$ 次表查找和对 [0, B] 中整数的算术运算。

因此，当符合机器字大小时，我们预计运行时间几乎是线性的，这就是我们在实践中观察到的 $B<2^{64}$ 。

3. 实现

我们在C中实现了上述算法，其中有一些内联汇编程序来源于由Ben Buhrow [Buh19] 编写的Montgomery算法 [Mon85]，以及Kim Walisch的用于枚举素数的 primesieve 库 [Wal19]。

该算法自然地在具有超过 $\sqrt{\alpha B}$ 的素因子和具有 $\sqrt{\alpha B}$ -平滑的素数的的值之间分配。前一组消耗超过运行时间的三分之二，但更容易并行化。我们在布里斯托大学高级计算研究中心的大规模并行集群Bluecrystal Phase 3上运行了这一部分。对于平滑的，我们使用了一个单独的32核和64核节点的小集群。