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快速幂

快速幂，二进制取幂（Binary Exponentiation，也称平方法），是一个在 $\Theta(\log n)$ 的时间内计算 $a^n$ 的小技巧，而暴力的计算需要 $\Theta(n)$ 的时间。而这个技巧也常常用在非计算的场景，因为它可以应用在任何具有结合律的运算中。其中显然的是它可以应用于模意义下取幂、矩阵幂等运算，我们接下来会讨论。

算法描述

计算 $a$ 的 $n$ 次方表示将 $n$ 个 $a$ 乘在一起： $a^{n} = \underbrace{a \times a \cdots \times a}_{n\text{ 个 a}}$ 。然而当 $a,n$ 太大的时侯，这种方法就不太适用了。不过我们知道： $a^{b+c} = a^b \cdot a^c,\,\,a^{2b} = a^b \cdot a^b = (a^b)^2$ 。二进制取幂的想法是，我们将取幂的任务按照指数的 二进制表示 来分割成更小的任务。

首先我们将 $n$ 表示为 2 进制，举一个例子：

$$3^{13} = 3^{(1101)_2} = 3^8 \cdot 3^4 \cdot 3^1$$

因为 $n$ 有 $\lfloor \log_2 n \rfloor + 1$ 个二进制位，因此当我们知道了 $a^1, a^2, a^4, a^8, \dots, a^{2^{\lfloor \log_2 n \rfloor}}$ 后，我们只用计算 $\Theta(\log n)$ 次乘法就可以计算出 $a^n$ 。

于是我们只需要知道一个快速的方法来计算上述 3 的 $2^k$ 次幂的序列。这个问题很简单，因为序列中（除第一个）任意一个元素就是其前一个元素的平方。举一个例子：

$$\begin{align} 3^1 &= 3 \\ 3^2 &= \left(3^1\right)^2 = 3^2 = 9 \\ 3^4 &= \left(3^2\right)^2 = 9^2 = 81 \\ 3^8 &= \left(3^4\right)^2 = 81^2 = 6561 \end{align}$$

因此为了计算 $3^{13}$ ，我们只需要将对应二进制位为 1 的整系数幂乘起来就行了：

$$3^{13} = 6561 \cdot 81 \cdot 3 = 1594323$$

将上述过程说得形式化一些，如果把 $n$ 写作二进制为 $(n_tn_{t-1}\cdots n_1n_0)_2$ ，那么有：

$$n = n_t2^t + n_{t-1}2^{t-1} + n_{t-2}2^{t-2} + \cdots + n_12^1 + n_02^0$$

其中 $n_i\in{0,1}$ 。那么就有

$$\begin{aligned} a^n & = (a^{n_t 2^t + \cdots + n_0 2^0})\\\\ & = a^{n_0 2^0} \times a^{n_1 2^1}\times \cdots \times a^{n_t2^t} \end{aligned}$$

根据上式我们发现，原问题被我们转化成了形式相同的子问题的乘积，并且我们可以在常数时间内从 $2^i$ 项推出 $2^{i+1}$ 项。

这个算法的复杂度是 $\Theta(\log n)$ 的，我们计算了 $\Theta(\log n)$ 个 $2^k$ 次幂的数，然后花费 $\Theta(\log n)$ 的时间选择二进制为 1 对应的幂来相乘。

代码实现

首先我们可以直接按照上述递归方法实现：

long long binpow(long long a, long long b) {
  if (b == 0) return 1;
  long long res = binpow(a, b / 2);
  if (b % 2)
    return res * res * a;
  else
    return res * res;
}

第二种实现方法是非递归式的。它在循环的过程中将二进制位为 1 时对应的幂累乘到答案中。尽管两者的理论复杂度是相同的，但第二种在实践过程中的速度是比第一种更快的，因为递归会花费一定的开销。

long long binpow(long long a, long long b) {
  long long res = 1;
  while (b > 0) {
    if (b & 1) res = res * a;
    a = a * a;
    b >>= 1;
  }
  return res;
}

例题

做一做 Luogu P1226

应用

模意义下取幂

问题描述

计算 $x^n\bmod m$ 。

这是一个非常常见的应用，例如它可以用于计算模意义下的乘法逆元。

既然我们知道取模的运算不会干涉乘法运算，因此我们只需要在计算的过程中取模即可。

long long binpow(long long a, long long b, long long m) {
  a %= m;
  long long res = 1;
  while (b > 0) {
    if (b & 1) res = res * a % m;
    a = a * a % m;
    b >>= 1;
  }
  return res;
}

注意：根据费马小定理，如果 $m$ 是一个质数，我们可以计算 $x^{n\bmod (m-1)}$ 来加速算法过程。

计算斐波那契数

问题描述

计算斐波那契数列第 $n$ 项 $F_n$ 。

根据斐波那契数列的递推式 $F_n = F_{n-1} + F_{n-2}$ ，我们可以构建一个 $2\times 2$ 的矩阵来表示从 $F_i,F_{i+1}$ 到 $F_{i+1},F_{i+2}$ 的变换。于是在计算这个矩阵的 $n$ 次幂的时侯，我们使用快速幂的思想，可以在 $\Theta(\log n)$ 的时间内计算出结果。对于更多的细节参见 斐波那契数列 。

多次置换

问题描述

给你一个长度为 $n$ 的序列和一个置换，把这个序列置换 $k$ 次。

简单地把这个置换取 $k$ 次幂，然后把它应用到序列 $n$ 上即可。时间复杂度是 $O(n \log k)$ 的。

注意：给这个置换建图，然后在每一个环上分别做 $k$ 次幂（事实上做一下 $k$ 对环长取模的运算即可）可以取得更高效的算法，达到 $O(n)$ 的复杂度。

加速几何中对点集的操作

三维空间中， $n$ 个点 $p_i$ ，要求将 $m$ 个操作都应用于这些点。包含 3 种操作：

1. 沿某个向量移动点的位置（Shift）。
2. 按比例缩放这个点的坐标（Scale）。
3. 绕某个坐标轴旋转（Rotate）。

还有一个特殊的操作，就是将一个操作序列重复 $k$ 次（Loop），这个序列中也可能有 Loop 操作（Loop 操作可以嵌套）。现在要求你在低于 $O(n \cdot length)$ 的时间内将这些变换应用到这个 $n$ 个点，其中 $length$ 表示把所有的 Loop 操作展开后的操作序列的长度。

让我们来观察一下这三种操作对坐标的影响：

1. Shift 操作：将每一维的坐标分别加上一个常量；
2. Scale 操作：把每一维坐标分别乘上一个常量；
3. Rotate 操作：这个有点复杂，我们不打算深入探究，不过我们仍然可以使用一个线性组合来表示新的坐标。

可以看到，每一个变换可以被表示为对坐标的线性运算，因此，一个变换可以用一个 $4\times 4$ 的矩阵来表示：

$$\begin{bmatrix} a_{11} & a_ {12} & a_ {13} & a_ {14} \\ a_{21} & a_ {22} & a_ {23} & a_ {24} \\ a_{31} & a_ {32} & a_ {33} & a_ {34} \\ a_{41} & a_ {42} & a_ {43} & a_ {44} \\ \end{bmatrix}$$

使用这个矩阵就可以将一个坐标（向量）进行变换，得到新的坐标（向量）：

$$\begin{bmatrix} a_{11} & a_ {12} & a_ {13} & a_ {14} \\ a_{21} & a_ {22} & a_ {23} & a_ {24} \\ a_{31} & a_ {32} & a_ {33} & a_ {34} \\ a_{41} & a_ {42} & a_ {43} & a_ {44} \\ \end{bmatrix}\cdot \begin{bmatrix} x \\ y \\ z \\ 1 \end{bmatrix} = \begin{bmatrix} x' \\ y' \\ z' \\ 1 \end{bmatrix}$$

你可能会问，为什么一个三维坐标会多一个 1 出来？原因在于，如果没有这个多出来的 1，我们没法使用矩阵的线性变换来描述 Shift 操作。

接下来举一些简单的例子来说明我们的思路：

1. Shift 操作：让 $x$ 坐标方向的位移为 $5$ ， $y$ 坐标的位移为 $7$ ， $z$ 坐标的位移为 $9$ ：

   $$\begin{bmatrix} 1 & 0 & 0 & 5 \\ 0 & 1 & 0 & 7 \\ 0 & 0 & 1 & 9 \\ 0 & 0 & 0 & 1 \\ \end{bmatrix}$$

2. Scale 操作：把 $x$ 坐标拉伸 10 倍， $y,z$ 坐标拉伸 5 倍：

   $$\begin{bmatrix} 10 & 0 & 0 & 0 \\ 0 & 5 & 0 & 0 \\ 0 & 0 & 5 & 0 \\ 0 & 0 & 0 & 1 \\ \end{bmatrix}$$

3. Rotate 操作：绕 $x$ 轴旋转 $\theta$ 弧度，遵循右手定则（逆时针方向）

   $$\begin{bmatrix} 1 & 0 & 0 & 0 \\ 0 & \cos \theta & \sin \theta & 0 \\ 0 & -\sin \theta & \cos \theta & 0 \\ 0 & 0 & 0 & 1 \\ \end{bmatrix}$$

现在，每一种操作都被表示为了一个矩阵，变换序列可以用矩阵的乘积来表示，而一个 Loop 操作相当于取一个矩阵的 k 次幂。这样可以用 $O(m \log k)$ 计算出整个变换序列最终形成的矩阵。最后将它应用到 $n$ 个点上，总复杂度 $O(n + m \log k)$ 。

定长路径计数

问题描述

给一个有向图（边权为 1），求任意两点 $u,v$ 间从 $u$ 到 $v$ ，长度为 $k$ 的路径的条数。

我们把该图的邻接矩阵 M 取 k 次幂，那么 $M_{i,j}$ 就表示从 $i$ 到 $j$ 长度为 $k$ 的路径的数目。该算法的复杂度是 $O(n^3 \log k)$ 。有关该算法的细节请参见 矩阵 页面。

模意义下大整数乘法

计算 $a\times b\bmod m,\,\,a,b\le m\le 10^{18}$ 。

与二进制取幂的思想一样，这次我们将其中的一个乘数表示为若干个 2 的整数次幂的和的形式。因为在对一个数做乘 2 并取模的运算的时侯，我们可以转化为加减操作防止溢出。这样仍可以在 $O (\log_2 m)$ 的时内解决问题。递归方法如下：

$$a \cdot b = \begin{cases} 0 &\text{if }a = 0 \\\\ 2 \cdot \frac{a}{2} \cdot b &\text{if }a > 0 \text{ and }a \text{ even} \\\\ 2 \cdot \frac{a-1}{2} \cdot b + b &\text{if }a > 0 \text{ and }a \text{ odd} \end{cases}$$

注意：你也可以利用双精度浮点数在常数时间内计算大整数乘法。因为 $a\times b\bmod m=a\times b-\left\lfloor\frac{a\times b}{m}\right\rfloor m$ 。由于 $a,b<m$ ，因此 $\left\lfloor\frac{a\times b}{m}\right\rfloor<m$ ，于是可以用双精度浮点数计算这个分式。作差的时侯直接自然溢出。因为两者的差是一定小于 $m$ 的，我们只关心低位。这样再调整一下正负性就行了。更多信息参见 这里 。

高精度快速幂

前置技能

请先学习 高精度

例题【NOIP2003 普及组改编·麦森数】（原题在此）

题目大意：从文件中输入 P（1000<P<3100000），计算 $2^P−1$ 的最后 100 位数字（用十进制高精度数表示），不足 100 位时高位补 0。

代码实现如下：

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
int a[505], b[505], t[505], i, j;
int mult(int x[], int y[])  // 高精度乘法
{
  memset(t, 0, sizeof(t));
  for (i = 1; i <= x[0]; i++) {
    for (j = 1; j <= y[0]; j++) {
      if (i + j - 1 > 100) continue;
      t[i + j - 1] += x[i] * y[j];
      t[i + j] += t[i + j - 1] / 10;
      t[i + j - 1] %= 10;
      t[0] = i + j;
    }
  }
  memcpy(b, t, sizeof(b));
}
void ksm(int p)  // 快速幂
{
  if (p == 1) {
    memcpy(b, a, sizeof(b));
    return;
  }
  ksm(p / 2);
  mult(b, b);
  if (p % 2 == 1) mult(b, a);
}
int main() {
  int p;
  scanf("%d", &p);
  a[0] = 1;
  a[1] = 2;
  b[0] = 1;
  b[1] = 1;
  ksm(p);
  for (i = 100; i >= 1; i--) {
    if (i == 1) {
      printf("%d\n", b[i] - 1);
    } else
      printf("%d", b[i]);
  }
}

习题

• UVa 1230 - MODEX
• UVa 374 - Big Mod
• UVa 11029 - Leading and Trailing
• Codeforces - Parking Lot
• SPOJ - The last digit
• SPOJ - Locker
• LA - 3722 Jewel-eating Monsters

• SPOJ - Just add it

  本页面部分内容译自博文 Бинарное возведение в степень 与其英文翻译版 Binary Exponentiation 。其中俄文版版权协议为 Public Domain + Leave a Link；英文版版权协议为 CC-BY-SA 4.0。

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