浅析中国剩余定理（从CRT到EXCRT））
注意，本文已经重置！
新链接：https://files.cnblogs.com/files/ztz11/PDF版.rar?t=1732165734&download=true
前置知识
1.
a%b=d,c%b=e,
则(a+c)%b=(d+e)%b(正确性在此不加证明)
2.
a%b=1,则（d\(\times\)a）%b=d%b(正确性在此不加证明)
下面先看一道题（改编自曹冲养猪）：
烤绿鸟的故事
题目描述：
mian包是一个贪吃的孩子，这天，他买了一堆绿鸟吃。当然他的妈妈并不想让他吃太多食物（因为那样会发胖），为了避免老妈的唠叨，他决定不告诉他的妈妈绿鸟数量，而是将绿鸟的数量x用以下式子来描述
（\(a_1\),\(a_2\)......\(a_n\)两两互质）
由于他的妈妈数学不好，于是就来向你求助了，请你求出mian包最少买了多少烤绿鸟
输入输出格式
输入格式：
第一行包含一个整数n (n <= 10) – 告诉妈妈的式子数，接下来n行，每行两个整数ai, bi( bi <= ai <= 1000)
首先，我们把这道题简化成下面的图
样例为：
3
3 1
5 1
7 2
很显眼吧？怎么做呢？
1.妈妈，我会暴力
这就很简单了
我们从第二个开始枚举
初始值为a1+b1；
每次自加当前的已经满z足的\(a_1\)**\(a_2\)......\(a_{i-1}\)的乘积（为什么我接下来说）
如果当前值已经满足%\(a_i\)=\(b_i\)
则当前已经成立
ps：上式为什么成立呢？
以上面的例子为例，看下面我的图
当已经满足前两个等式时，我们增加\(a_1\)*\(a_2\)
那么我们会增加15只绿鸟
看图：
很显然，15%3=0，15%5=0
所以增加15的话一定满足当前的等式
自然，暴力就解决了
暴力代码：
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<algorithm>
using namespace std;
long long a,b,c,d,e,f,g,kkk,n;
struct zzzz{
int x,y,z;
}ltt[15];
bool cmp(zzzz s,zzzz t)
{
return s.x>t.x;
}
int main()
{
cin>>n;
kkk=1;
for(a=1;a<=n;a++)
{
cin>>ltt[a].x>>ltt[a].y;
}
sort(ltt+1,ltt+n+1,cmp);
kkk=ltt[1].x;
g=ltt[1].y;
f+=2;
while(f<=n)//枚举每个等式
{
while(1)
{
if(g%ltt[f].x==ltt[f].y)
{
kkk=kkk*ltt[f].x;
f++;
break;
}
g=g+kkk;//自加，直到满足当前等式
}
}
cout<<g;
}
诚然，这种方法好想也好写，但是，我们要注意一个问题
看下面这个式子：
好吧，你自加去吧，保证TLE
这时，我们就需要一个高效的算法
前置知识3：
每一个crt方程组的解在模\(a_1 \times a_2 \times …… \times a_n\)意义下有且只有1个
为什么呢？因为每个解之间的差是所有a的乘积，加数不管对序列中的哪个数取模都是0呗
2.关于暴力的扩展
先说点别的东西
由上面的暴力我们可以看出，该样例crt解法的本质是从5和7的公倍数中找一个除以3余1的数\(n_1\)，从3和7的公倍数中找一个除以5余1的数\(n_2\)，从3和5的公倍数中找一个除以7余2的数\(n_3\)，再将三个数相加得到解。
那么我们可不可以说，更多项的答案也可以这样的得来吗？
答案是肯定的
我们设{\(a_1 \times a_2 \times ...... \times a_n\)}为mul
然后按照暴力的方法，我们可以得到这样一个式子：
\(k_1\times\frac{(mul)}{a1}\)+\(k_2\times\frac{(mul)}{a2}\)+……+\(k_n\times\frac{(mul)}{an}\)
并满足(\(k_i\times\frac{(mul)}{a_i}\)%\(a_i\)=\(b_i\))
正确性？看下面：
首先，因为\(a_i\)两两互质，所以我们可以知道，\(\frac{(mul)}{a_i}\)一定不是\(a_i\)的倍数
而\(\frac{(mul)}{a_j}\)(j\(\ne\)i)一定是\({a_i}\)的倍数
所以，我们知道上式中除了第 \(i\) 项其他所有项 ≡ 0（mod\({a_i}\)）
所以，原式 ≡ \(k_i\times\frac{(mul)}{a_i}\)(mod \(a_i\))
然后，我们又根据一开始那个式子的约束条件，得出\(k_i\times\frac{(mul)}{a_i}\)%\(a_i\)=\(b_i\)
所以，整个式子满足对\(a_i\)的约束条件
我们将这个推广开来，即可证得原式是crt方程组的一个解
然后根据前置知识三，即求得原始的最小解
你说了这么多，但该怎么实现呢？
我们设\(\frac{mul}{a_i}\)为\(m_i\)
那么，原式就变成了：
\(k_1 \times m_1 + k_2 \times m_2+......+k_n \times m_n\)
且\(k_i \times m_i\) ≡ \(b_i\) (mod \(a_i\))
** 这是什么？**
很多人表示一脸懵逼，不知道该怎么求？？？
好，让我们仔细看一下
我们由前置定理2可得：
如果\(k\times m_i\) ≡ 1 (mod \(a_i\))
那么当\(k_i=b_i \times k\)时
\(k_i \times m_i\) ≡ \(b_i\) (mod \(a_i\))
那么怎么求 \(k\) 呢？
我们知道有一个东西叫逆元。。
什么是逆元？
请出门左转以前的一篇日报
这里，我们就可以用逆元来解k咯
代码里我用的是exgcd哦
代码是重点：
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#define rii register int i
#define rij register int j
#define int long long
using namespace std;
int a[15],b[15],n;
void exgcd(int a,int b,int &ls,int &x,int &y)//求逆元
{
if(b==0)
{
ls=a;
x=1;
y=0;
}
else
{
exgcd(b,a%b,ls,y,x);
y-=(a/b)*x;
}
}
signed main()
{
int mod=1,ls,y,x=0;
scanf("%lld",&n);
for(rii=1;i<=n;i++)
{
scanf("%lld%lld",&a[i],&b[i]);
}
for(rii=1;i<=n;i++)
{
mod*=a[i];
}
for(rii=1;i<=n;i++)
{
int kkk=mod/a[i];
exgcd(a[i],kkk,ls,ls,y);
x=(x+y*kkk*b[i])%mod;
}
int ans=(x+mod)%mod;
printf("%lld",ans);
}
毒瘤 Imagine（模板excrt出题人）：我的\(a_i\)不互质！
好吧，我们进入下一步，
excrt
难的不是一点半点,好像和上一个已经没什么关系了
因为大家注意一点，上面理论的基础是\(a_i\)互质
那么这里这里不互质了我们怎么办呢？
（说暴力的站墙角）
但我们又没有好的解法......
看来，我们不得不学着暴力两两合并了
当然，我们不能像暴力一样通过自加两两合并
我们要用一个好玩的东西——\(exgcd\)
对于原方程的两个式子，我们可以化成这样（请跟着我的公式）：
则\(a_1 \times y+b_1=a_2 \times z+b_2\)
这就是一眼看穿的问题了
所以，这里就能用上面exgcd了
顺次两两合并
每次得出一个当前的解
合并很简单，
我们首先利用exgcd求出一个解
然后利用这个解，新构建一个新的方程带入计算
怎么构建新的解呢？
我们目前有两个方程，一个是由前面的方程合并来的，我们称它为方程1
另一个是我们这一步要合并的方程，称为方程2
我们利用\(exgcd\)可以求出这里的x
现在的关键就在于如何合并\(a\)和\(a_i\)
我们知道，\(x\)+\(lcm\)（\(a\),\(a_i\)）仍然满足上面的这个方程组
（因为\(lcm\)（\(a\),\(a_i\)）%\(a\)=0,\(lcm\)（\(a\),\(a_i\)）%\(a_i\)=0）
我们就可以得出一个新的方程了
代码：
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#define rii register int i
#define rij register int j
#define int long long
using namespace std;
int a[100005],b[100005],n,cj,ans,mod;
int exgcd(int a,int b,int &x,int &y)
{
if(b==0)
{
x=1;
y=0;
return a;
}
int gcd=exgcd(b,a%b,x,y);
int zcq=x;
x=y;
y=zcq-a/b*y;
return gcd;
}
int pw(int l,int r,int p)
{
int an=0;
while(r>0)
{
if(r&1)
{
an=(an+l)%p;
}
l*=2;
l%=p;
r/=2;
}
return an;
}
signed main()
{
scanf("%lld",&n);
for(rii=1;i<=n;i++)
{
scanf("%lld%lld",&a[i],&b[i]);
}
cj=a[1];
ans=b[1];
int x,y;
for(rii=2;i<=n;i++)
{
int zcq=cj;
int st=a[i];
int ltt=(b[i]-ans%st+st)%st;
int gys=exgcd(zcq,st,x,y);//求解
int kkk=st/gys;
x=pw(x,ltt/gys,kkk);
ans+=cj*x;
cj*=kkk;
ans+=cj;
ans%=cj;//防溢出（同时确保答案最小）
}
cout<<ans;
}
会了后别忘了写NOI2018屠龙勇士哦~
特别感谢luogu曹冲养猪和excrt题解作者，他们给了我很多思路
如果出锅，请私信联系（评论我不一定看的到），万分感谢
