本文目录一览：
- 1、欧几里得算法（辗转相除法）
- 2、用欧几里得算法（辗转相除法）求最大公约数,C语言编程
- 3、用C语言编制的求模逆元的扩展欧几里德算法，只要能基本上实现这个功能就行
- 4、使用欧几里得算法，求给定两个整数的最大公约数。
欧几里得算法（辗转相除法）
就是把上一轮有余数的除法计算中，
除数变为下一轮计算的被除数，
余数变为下一轮计算的除数，
一直这样计算下去，
直到最后一次计算余数为零，
在最后一轮计算中的被除数，即为所求的最大公约数。
举例：
105和85的最大公约数
第一轮计算
105÷85=1...20
第二轮计算
85÷20=4...5
第三轮计算
20÷5=4
第三轮没有余数，
因此
105和85的最大公约数就是第三轮计算的被除数
5.
至于C语言编程，下边是我自己写的G函数(思想就是辗转相除法求最大公约数)
int
G(int
x,int
y)
{
int
t;
while(y!=0)
{
t=x%y
;
x=y;
y=t;
}
return
x;
}
用欧几里得算法（辗转相除法）求最大公约数,C语言编程
你的程序是正确的，
瑕疵在于
scanf("%d,%d",m,n);
scanf函数，双引号内光写格式就好了，不用写逗号什么的，多写什么程序运行的时候就要输入什么。如你所写，运行时就应输入：12，24 若你在12与24之间按的是空格或其他有可能影响到第二个变量取不到值。
所以建议改为
scanf("%d%d",m,n); 程序运行要求输入时两个数之间按空格回车随你。
用C语言编制的求模逆元的扩展欧几里德算法，只要能基本上实现这个功能就行
扩展欧几里德算法是用来在已知a, b求解一组x，y，使它们满足贝祖等式： ax+by = gcd(a, b) =d（解一定存在，根据数论中的相关定理）。扩展欧几里德常用在求解模线性方程及方程组中。
下面是一个使用C语言的实现：
intexGcd(int a,int b,int x,int y)
{
if(b==0) //当b==0时，得到解
{
x=1;y=0;
return a;
}
intr=exGcd(b,a%b,x,y);//递归调用自身，求解
intt=x;x=y;y=t-a/b*y;
return r;
}
使用欧几里得算法，求给定两个整数的最大公约数。
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：
void swap(int a, int b)
{
int c = a;
a = b;
b = c;
}
int gcd(int a,int b)
{
if(0 == a )
{
return b;
}
if( 0 == b)
{
return a;
}
if(a b)
{
swap(a,b);
}
int c;
for(c = a % b ; c 0 ; c = a % b)
{
a = b;
b = c;
}
return b;
}
模P乘法逆元
对于整数a、p，如果存在整数b，满足ab mod p =1，则说，b是a的模p乘法逆元。
定理：a存在模p的乘法逆元的充要条件是gcd(a,p) = 1
证明：
首先证明充分性
如果gcd(a,p) = 1，根据欧拉定理，aφ(p) ≡ 1 mod p，因此
显然aφ(p)-1 mod p是a的模p乘法逆元。
再证明必要性
假设存在a模p的乘法逆元为b
ab ≡ 1 mod p
则ab = kp +1 ，所以1 = ab - kp
因为gcd(a,p) = d
所以d | 1
所以d只能为1
扩展欧几里德算法
扩展欧几里德算法不但能计算(a,b)的最大公约数，而且能计算a模b及b模a的乘法逆元，用C语言描述如下：
int gcd(int a, int b , int ar,int br)
{
int x1,x2,x3;
int y1,y2,y3;
int t1,t2,t3;
if(0 == a)
{//有一个数为0，就不存在乘法逆元
ar = 0;
br = 0 ;
return b;
}
if(0 == b)
{
ar = 0;
br = 0 ;
return a;
}
x1 = 1;
x2 = 0;
x3 = a;
y1 = 0;
y2 = 1;
y3 = b;
int k;
for( t3 = x3 % y3 ; t3 != 0 ; t3 = x3 % y3)
{
k = x3 / y3;
t2 = x2 - k * y2;
t1 = x1 - k * y1;
x1 = y1;
x1 = y2;
x3 = y3;
y1 = t1;
y2 = t2;
y3 = t3;
}
if( y3 == 1)
{
//有乘法逆元
ar = y2;
br = x1;
return 1;
}else{
//公约数不为1，无乘法逆元
ar = 0;
br = 0;
return y3;
}
}
扩展欧几里德算法对于最大公约数的计算和普通欧几里德算法是一致的。计算乘法逆元则显得很难明白。我想了半个小时才想出证明他的方法。
首先重复拙作整除中的一个论断：
如果gcd(a,b)=d，则存在m,n，使得d = ma + nb，称呼这种关系为a、b组合整数d，m，n称为组合系数。当d=1时，有 ma + nb = 1 ，此时可以看出m是a模b的乘法逆元，n是b模a的乘法逆元。
为了证明上面的结论，我们把上述计算中xi、yi看成ti的迭代初始值，考察一组数(t1,t2,t3)，用归纳法证明：当通过扩展欧几里德算法计算后，每一行都满足a×t1 + b×t2 = t3
第一行：1 × a + 0 × b = a成立
第二行：0 × a + 1 × b = b成立
假设前k行都成立，考察第k+1行
对于k-1行和k行有
t1(k-1) t2(k-1) t3(k-1)
t1(k) t2(k) t3(k)
分别满足：
t1(k-1) × a + t2(k-1) × b = t3(k-1)
t1(k) × a + t2(k) × b = t3(k)
根据扩展欧几里德算法，假设t3(k-1) = j t3(k) + r
则：
t3(k+1) = r
t2(k+1) = t2(k-1) - j × t2(k)
t1(k+1) = t1(k-1) - j × t1(k)
则
t1(k+1) × a + t2(k+1) × b
=t1(k-1) × a - j × t1(k) × a +
t2(k-1) × b - j × t2(k) × b
= t3(k-1) - j t3(k) = r
= t3(k+1)
得证
因此，当最终t3迭代计算到1时，有t1× a + t2 × b = 1，显然，t1是a模b的乘法逆元，t2是b模a的乘法逆元。
