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对这位作者表示感谢
哎呀，经过这两三天的奋斗，终于搞懂了一类问题——用扩展欧几里德算法求解线性同余方程。其实这类问题应该是比较基础也比较简单的，但我由于几乎没有一点数论的基础，所以还是难为了我不久，等现在彻底搞明白以后再看真的觉得是挺简单的，有关这类问题的题目也不是很多，我就做了3个。下面把这类问题的资料整理一下，方便以后再看。
欧几里德算法
欧几里德算法又称辗转相除法，用于计算两个整数a,b的最大公约数。其计算原理依赖于下面的定理：
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
欧几里德算法就是根据这个原理来做的，其算法用C++语言描述为：
int GCD(int a,int b)
{
while (b!=0) { int k=b; b=a%b; a=k; }
return a;
}
扩展欧几里德算法
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)。
算法描述为：
int extended_gcd(int a,int b,int &x,int &y)
{
int ans,t;
if (b==0) { x=1; y=0; return a; }
else { ans=extended_gcd(b,a%b,x,y); t=x; x=y; y=t-(a/b)*y;}
return ans;
}
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)。
线性同余方程
对于方程 a*x+b*y=n；有整数解得充分必要条件是（n %（a，b）==0），这个定理这里就不证明了，数论书上都有。
所以方程 a*x+b*y=n；我们可以先用扩展欧几里德算法求出一组x0，y0。也就是a*x0+b*y0=（a，b）；然后两边同时除以（a，b），再乘以n。这样就得到了方程a*x0*n/（a，b）+b*y0*n/（a，b）=n；我们也就找到了方程的一个解。
还有一个定理：若（a，b）=1，且x0，y0为a*x+b*y=n的一组解，则该方程的任一解可表示为：x=x0+b*t，y=y0-a*t；且对任一整数t，皆成立。（这个证明比较简单，就不写了）
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。
方程组的情形（中国剩余定理）
对于同余方程组：
x=a1 （mod m1）； 1
x=a2 （mod m2）； 2
方程组有一个小于m（m1，m2的最小公倍数）的非负整数解的充分必要条件是（a1-a2）%（m1，m2）==0 ，同样利用扩展欧几里德算法。
两式联立：a1+m1*y=a2+m2*z。
则：a1-a2=m2*z-m1*y; 这样就可以了解出z和y，则：x=a2+m2*z；
现在我们将其推广到一般情形：（设m1,m2,···,mk两两互素）
x=a1（mod m1）;
x=a2（mod m2）;
···
x=ak（mod mk）;其在M=m1*m2*···*mk;中有唯一整数解。
记Mi=M/mi;因为（Mi,mi）=1,故有两整数pi,qi满足Mi*pi+mi*qi=1，如果记ei=Mi*pi;那么：ei=0 （mod mj）,j!=i; ei=1（mod mj）,j=i;
很明显，e1*a1+e2*a2+···+ek*ak就是方程的一个解，加减M倍后就可以得到最小非负整数解了。
如果m1,m2,···,mk不互素，那只能两个两个求了。
x=a1 （mod m1）；
x=a2 （mod m2）；
解完后，a=x； m=m1和m2的最小公倍数。即可。