前言:
中国剩余定理又名孙子定理。因孙子二字歧义，常以段子形式广泛流传。
中国剩余定理并不是很好理解，我也理解了很多次。
CRT 中国剩余定理
中国剩余定理，就是一个解同余方程组的算法。
求满足n个条件的最小的x。
看起来很麻烦。
先找一个特殊情况：$m_1,m_2,...m_n$两两互质。
这个时候，构造$M=m_1*m_2*...m_n$;
令$M_i=M/m_i$;
所以，构造$n$个数，其中第$i$个数是除$i$之外的其他所有数的倍数，并且第$i$个数$mod m_i =1$
即：$M_i x = 1 ( mod m_i ) $求出这样一个x，就求出了 这个数。
因为$m$之间两两互质，所以对于$n$个这样的方程，$x$本质上就是$M_i$在$m_i$意义下的乘法逆元。
（不会$exgcd$？左转：EXGCD 扩展欧几里得）
因为互质，一定有解的。
用扩展欧几里得算就可以。
同理，构造$n$个数。$b_1,b_2....b_n$
其中，$b_i=M_i \times x_i$
那么，因为$b_i = 1 (mod m_i)$，所以$ b_i * a_i = a_i (mod m_i)$
那么，原题目中的这个x就是：$x=(a_1\times b_1+a_2\times b_2+...+a_n\times b_n) $验证一下，是不是？
总得来说，
对于$mi$互质的情况，$x=\sum_1^n M_i\times a_i\times inv_i$
其中，$inv_i$表示，$M_i$在$mod\space m_i$意义下的逆元。
当然，为了保证$x$最小，要让$x$和$lcm$做一些处理。当然，因为互质，所以$lcm$就是$M$了
x=(x%M+M)%M
例题：poj1006 生理周期 Biorhythms
在CRT上的小小变形。注意开始计算的时间d就好了。上述最小的$x$就是$n+d$
答案$n=(a_1\times b_1+a_2\times b_2+a_3\times b_3-d)%lcm$
#include<cstdio>
#include<iostream>
#include<algorithm>
#include<cstdlib>
using namespace std;
int p,e,l;
int p1,e1,l1;
int tt,d;
void exgcd(int a,int b,int &x,int &y){
if(b==0){
x=1,y=0;return;
}
exgcd(b,a%b,y,x);
y-=(a/b)*x;
}
int main(){
exgcd(23*28,33,l1,tt);
l1=(l1%33+33)%33;
l1*=23*28;
exgcd(28*33,23,p1,tt);
p1=(p1%23+23)%23;
p1*=28*33;
exgcd(23*33,28,e1,tt);
e1=(e1%28+28)%28;
e1*=23*33;
int lcm=23*28*33;
int cnt=0;
while(1){
++cnt;
scanf("%d%d%d%d",&p,&e,&l,&d);
if(p==-1) break;
int op=(p1*p+e1*e+l1*l-d+lcm)%lcm;
if(op==0) op=lcm;
printf("Case %d: the next triple peak occurs in %d days.\n",cnt,op);
}
return 0;
}
EXCRT 扩展中国剩余定理
但是，不是所有的方程，$m$都是互质的。
$m$不是互质的时候，我们的$M_i x = 1(mod m_i) $可能就没有解了。所以挂掉。
孙子解决不了了。
但是现代人不是孙子也解决了。
（你是孙子吗）
现在，$m_1,m_2,...m_n$之间没有任何关系。
只考虑两个怎么处理？
可以得到：$x=a_1+k_1*m_1 ; x=a_2+k_2*m_2$
所以 $a_1+k_1*m_1 = a_2+k_2*m_2$
$k_2*m_2-k_1*m_1=a_1-a_2$;
很像：$a\times x +b\times y=c$
设$m_1,m_2$ 的$gcd$ 为 $g$
设$a_1-a_2=c$
当$c$不是$g$的倍数的时候，那就完了。（$exgcd$无解情况）
如果是，就用$exgcd$求出$k_2\times m_2+k_1\times m_1=gcd(m_1,m_2)$的$k1$
因为$c$是$g$的倍数，所以，两边同时乘上$c/g$，即$k_1$乘上$c/g$
就得到了$k_2\times m_2+k_1\times m_1=c$的解$k_1$。
当然，最好$k_1$ 再模一下$m_2$ （$k_1$,$k_2$做出调整）,防止爆$long long$
然后可以反推x，
但是注意，我们列的原方程是:$k_2\times m_2-k_1\times m_1=c$
差一个符号，所以$k_1$ 实际上是 $-k_1$
$x=-k_1\times m_1+a_1$;
这样就求出了$x$。（可以把这个$x0$转化成最小的非负数解）
这个$x$符合第一个方程，也符合第二个方程。设这个$x$为$x_0$
所以，可以得到通解是：$x=x_0+k\times lcm(m_1,m_2)$
满足这个条件的x就满足第一第二两个方程。满足第一第二两个方程的所有的解也都是这个方程的解。
所以第一第二个方程和这个方程是等价的。
将这个方程转化一下，可以得到新的同余方程：$x=x_0 (mod lcm(m_1,m_2))$
这样，我们成功的把两个方程转化成了一个方程，以此类推。
最后留下的这个方程，它的x_0的最小非负数解，就是我们要的最终答案！！！！！！！！！！！！！！
例题：poj2891
这是一个模板题，直接上代码：
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<iostream>
using namespace std;
typedef long long ll;
const int N=100000+10;
int n;
ll a[N],r[N];
ll exgcd(ll a,ll b,ll &x,ll &y){
if(b==0){
x=1,y=0;return a;
}
ll ret=exgcd(b,a%b,y,x);
y-=(a/b)*x;
return ret;
}
ll excrt(){
ll M=a[1],R=r[1],x,y,d;
for(int i=2;i<=n;i++){
d=exgcd(M,a[i],x,y);
if((R-r[i])%d) return -1;
x=(R-r[i])/d*x%a[i];
R-=M*x;
M=M/d*a[i];
R%=M;
}
return (R%M+M)%M;
}
int main()
{
while(scanf("%d",&n)!=EOF){
for(int i=1;i<=n;i++){
scanf("%lld%lld",&a[i],&r[i]);
}
printf("%lld\n",excrt());
}
return 0;
}例题：NOI2018屠龙勇士
1.exgcd转化成同余方程的一般形式
2.求解同余方程
细节：
1.Pi=1的情况特殊处理
2.开始的ai、ki可以不用mod p[i]以免出现0的情况较为麻烦
代码：
#include<bits/stdc++.h>
#define reg register int
#define il inline
#define fi first
#define se second
#define mk(a,b) make_pair(a,b)
#define numb (ch^'0')
#define int long long
using namespace std;
typedef long long ll;
template<class T>il void rd(T &x){
char ch;x=0;bool fl=false;
while(!isdigit(ch=getchar()))(ch=='-')&&(fl=true);
for(x=numb;isdigit(ch=getchar());x=x*10+numb);
(fl==true)&&(x=-x);
}
template<class T>il void output(T x){if(x/10)output(x/10);putchar(x%10+'0');}
template<class T>il void ot(T x){if(x<0) putchar('-'),x=-x;output(x);putchar(' ');}
template<class T>il void prt(T a[],int st,int nd){for(reg i=st;i<=nd;++i) ot(a[i]);putchar('\n');}
namespace Miracle{
const int N=1e5+5;
int n,m;
ll a[N],p[N],st[N],k[N];
multiset<int>s;
multiset<int>::iterator it;
ll ad(ll x,ll y,ll mod){
return x+y>=mod?x+y-mod:x+y;
}
ll qk(ll x,ll y,ll mod){
ll ret=0;
while(y){
if(y&1) ret=ad(ret,x,mod);
x=ad(x,x,mod);
y>>=1;
}
return ret;
}
void clear(){
s.clear();
}
ll exgcd(ll a,ll b,ll &x,ll &y){
if(!b){
x=1;y=0;return a;
}
ll ret=exgcd(b,a%b,y,x);
y-=(a/b)*x;
return ret;
}
ll wrk(){//warning!!! x!=0
// cout<<" kk "<<endl;
// prt(k,1,n);
for(reg i=1;i<=n;++i){//warning!!!
// a[i]%=p[i];
// k[i]%=p[i];
// if(!k[i]) return -1;
ll x=0,y=0;
ll g=exgcd(k[i],p[i],x,y);
x=(x%(p[i]/g)+(p[i]/g))%(p[i]/g);
if(a[i]%g) return -1;
x=qk(x,a[i]/g,p[i]/g);
p[i]=p[i]/g;
a[i]=x;
}
// cout<<" after 1 "<<endl;
// prt(a,1,n);
// prt(p,1,n);
for(reg i=1;i<n;++i){
// cout<<" turn "<<i<<endl;
ll p1=p[i],p2=p[i+1];
// cout<<" p1 "<<p1<<" p2 "<<p2<<" a1 "<<a[i]<<" a2 "<<a[i+1]<<endl;
ll x=0,y=0;
ll g=exgcd(p1,p2,x,y);
ll tmp=a[i+1]-a[i];
ll mo=p1/g*p2;//lcm
tmp=(tmp%mo+mo)%mo;
// cout<<" mo "<<mo<<" tmp "<<tmp<<" x "<<x<<" y "<<y<<endl;
if(tmp%g) return -1;
x=(x%(mo/p1)+(mo/p1))%(mo/p1);
x=qk(x,tmp/g,mo/p1);
ll nw=(a[i]+qk(x,p1,mo))%mo;
a[i+1]=nw;
p[i+1]=mo;
}
if(!a[n]) a[n]+=p[n];
return a[n];
}//warning!!! x!=0
int main(){
int t;
rd(t);
while(t--){
clear();
rd(n);rd(m);
bool fl=true;
for(reg i=1;i<=n;++i) rd(a[i]);
for(reg i=1;i<=n;++i) {
rd(p[i]);
if(p[i]!=1) fl=false;
}
for(reg i=1;i<=n;++i) rd(st[i]);
ll x;
for(reg i=1;i<=m;++i){
rd(x);s.insert(x);
}
for(reg i=1;i<=n;++i){
it=s.upper_bound(a[i]);
if(it!=s.begin()){
--it;
k[i]=*it;
s.erase(it);
}else{
it=s.begin();
k[i]=*it;
s.erase(it);
}
s.insert(st[i]);
}
if(fl){
ll ans=0;
for(reg i=1;i<=n;++i){
ans=max(ans,(a[i]+k[i]-1)/k[i]);
}
printf("%lld\n",ans);
}else{
printf("%lld\n",wrk());
}
}
return 0;
}
}
signed main(){
Miracle::main();
return 0;
}
/*
Author: *Miracle*
Date: 2019/4/2 19:09:28
*/
来源：oschina
链接：https://my.oschina.net/u/4275516/blog/3919158