线性同余方程
定义
给定整数\(a,b,m\)，对于形如\(ax\equiv b(mod\ m)\)的同余方程我们称之为一次同余方程，即线性同余方程。
解线性同余方程
对于此类方程，我们可以用如下方法快速的求解。
\[ ax\equiv b(mod\ m)⇔m|ax-b \]
不妨设\(-ym=ax-b\)，则可以将方程改写为\(ax+my=b\)，该不定方程可以使用扩展欧几里得算法快速地求解(详见)。对于\(gcd(a,m)\not |b\)的情况，也可以直接判定为原方程无解。
对于使用扩展欧几里得算法求解出来的一个解\(x_0\)，所有模\(\frac{m}{gcd(a,m)}\)意义下与\(x_0\)同余的整数都是方程的解，这是可以由不定方程的通解公式得到的。通常来说，我们需要求解最小非负整数解时，可以使用取模操作让\(x\)落在\(0\)到\(\frac{m}{gcd(a,m)}-1\)的范围内，就得到了最小解。
同余方程(NOIP2012)
Description
求关于 x 的同余方程 ax≡1(mod b) 的最小正整数解。
Input Format
输入只有一行，包含两个正整数 a，b，用一个空格隔开。
Output Format
输出只有一行，包含一个正整数 x0，即最小正整数解。输入数据保证一定有解。
Sample Input
3 10
Sample Output
7
解析
模板题，将方程化为\(ax+by=1\)，用扩展欧几里得算法求解。由于数据保证\(b\geq2\)，所以不存在\(x=0\)的解，利用取模操作就能保证得到的解是最小整数解。
\(Code:\)
#includeusing namespace std;inline long long Exeuclid(long long a,long long &x,long long b,long long &y,long long c){ if (b==0){x=c/a,y=0;return a;} else { long long p=Exeuclid(b,x,a%b,y,c); long long x_=x,y_=y; x=y_;y=x_-a/b*y_; return p; }}long long A,B,X,Y;int main(void){ scanf("%lld%lld",&A,&B); long long p=Exeuclid(A,X,B,Y,1); printf("%lld\n",(X%(B/p)+(B/p))%(B/p)); return 0;}
中国剩余定理
描述
对于形如
\[ \begin{cases} x \equiv a_1(mod\ m_1) \\ x \equiv a_2(mod\ m_2) \\ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ ... \\ x \equiv a_n(mod\ m_n) \end{cases} \]
\(n\)个线性同余方程组成的线性同余方程组，如果有模数\(m_1,m_2,...,m_n\)两两互质，则方程组一定有解，解为\(x=\sum_{i=1}^{n}a_iM_it_i\)。
其中，\(m=\prod_{i=1}^nm_i\)，\(M_i=\frac{m}{m_i}\)，\(t_i\)为线性同余方程\(M_it_i \equiv 1(mod\ m_i)\)的一个解。
证明：
由于\(t_i\)为线性同余方程\(M_it_i \equiv 1(mod\ m_i)\)的一个解，所以对于\(\forall \ i,a_iM_it_i \equiv a_i(mod\ m_i)\)成立，又因为\(M_i\)是除了\(m_i\)以外所有模数的倍数，即对于\(\forall \ k\not =i,a_iM_it_i \equiv 0(mod\ m_k)\)，所以解\(x=\sum_{i=1}^{n}a_iM_it_i\)对方程\(x \equiv a_i(mod\ m_i)\)也成立，故该解对于每一个方程都成立。对于该同余方程组，其通解可以表示为\(x+km(k\in Z)\)，对于最小非负整数解，也是通过取模\(m\)的操作就可以了。
曹冲养猪
Description
自从曹冲搞定了大象以后，曹操就开始捉摸让儿子干些事业，于是派他到中原养猪场养猪，可是曹冲满不高兴，于是在工作中马马虎虎，有一次曹操想知道母猪的数量，于是曹冲想狠狠耍曹操一把。
举个例子，假如有16头母猪，如果建了3个猪圈，剩下1头猪就没有地方安家了。如果建造了5个猪圈，但是仍然有1头猪没有地方去，然后如果建造了7个猪圈，还有2头没有地方去。
你作为曹总的私人秘书理所当然要将准确的猪数报给曹总，你该怎么办？
Input Format
第一行包含一个整数n (n <= 10) – 建立猪圈的次数，
解下来n行，每行两个整数ai, bi( bi <= ai <= 1000), 表示建立了ai个猪圈，有bi头猪没有去处。你可以假定ai,aj互质.
Output Format
输出包含一个正整数，即为曹冲至少养母猪的数目。
Sample Input
33 15 17 2
Sample Output
16
解析
中国剩余定理模板题，我们直接利用\(Exeuclid\)算法和线性同余方程的知识，解出\(t_i\)，然后构造最小非负整数解即可。
\(Code:\)
#includeusing namespace std;#define mset(name,val) memset(name,val,sizeof name)const int N=12;long long a[N],m[N],M[N],t[N],n,m_,ans;inline void input(void){ scanf("%lld",&n); for (int i=1;i<=n;i++) scanf("%lld%lld",&m[i],&a[i]);}inline long long Exeuclid(long long a,long long &x,long long b,long long &y,long long c){ if (b==0){x=c/a,y=0;return a;} else { long long p=Exeuclid(b,x,a%b,y,c); long long x_=x,y_=y; x=y_;y=x_-a/b*y_; return p; }}inline void china(void){ m_=1; for (int i=1;i<=n;i++) m_*=m[i]; for (int i=1;i<=n;i++) M[i]=m_/m[i]; for (int i=1;i<=n;i++) { long long y; Exeuclid(M[i],t[i],m[i],y,1); ans += a[i]%m_ * M[i]%m_ * t[i]%m_; ans %= m_; }}int main(void){ input(); china(); printf("%lld\n",(ans%m_+m_)%m_); return 0;}
拓展中国剩余定理
对于形如
\[ \begin{cases} x \equiv a_1(mod\ m_1) \\ x \equiv a_2(mod\ m_2) \\ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ \ ... \\ x \equiv a_n(mod\ m_n) \end{cases} \]
这样的方程组，如果模数\(m\)两两互质，那么我们可以直接利用中国剩余定理构造出解。但是对于模数\(m\)不互质的情况，我们其实也可以利用类似的方法求解。我们考虑用数学归纳法的过程构造解。对于前\(k-1\)个方程，假设已经有一个合法的解\(x\)，那么我们利用如下的方法得到满足前\(k\)个方程的解：
记\(m=lcm(m_1,m_2,...,m_{k-1})\)，显然，对于\(\forall \ p\in Z,x+pm\)都是前\(k-1\)个方程的解。
那么我们找一个\(p=t\)，使得\(x+pm\equiv a_k(mod\ m_k)\)就是前\(k\)个方程的解了。这个就是扩展欧几里得算法的事了嘛。\(x+pm\equiv a_k(mod\ m_k)⇔pm\equiv a_k-x(mod\ m_k)\)，扩展欧几里得解一下，如果无解，则原方程组无解。当然，求解最小整数解还是取模就行了。
\(Code:\)
inline long long ExCRT(void){ long long m_=m[1],x=r[1]; for (int i=2;i<=n;i++) { long long x_,y_; if ( (r[i]-x) % gcd(m_,m[i]) )return -1; long long p=Exeuclid(m_,x_,m[i],y_,r[i]-x); long long Mod=m[i]/p; //要对当前的解先取模，防止爆longlong x_ = (x_%Mod+Mod)%Mod; x += x_ * m_; m_ = m_*m[i]/p; x = (x+m_)%m_; } return x;}