快速幂 & 龟速乘 & 快速乘
龟速乘和快速乘都是为了防止模数大于int, 导致爆long long的情况
关于O(1)快速乘和关于其特判的原因 - :Dra - 洛谷博客 (luogu.com.cn)
快速幂(待补)
原理
利用二进制的思想， 把a的k次幂中的k变成一个二进制数
然后根据二进制数的每一位1把a的k次幂求出来
例如5 ^ 11
11 = 1011 (2)
5 ^ 11 = 5^8 * 5^2 * 5^1
a ^ k = a^k3 * a^k1 * a^k0
其中二进制中的每一位a ^ ki都可以用倍增的方式求出
这样就是O(logn)的时间复杂度, 求出一个数的k次幂
并且因为其分开乘的性质, 是可以算取模p后的值的
代码
int qmi(int a, int k, int p)
{
int res = 1;
while (k)
{
if (k & 1) res = (1ll * res * a) % p;
k >>= 1;
a = (1ll * a * a) % p;
}
return res;
}
解释一下代码
res是用来存放我们凑出的数使用的, 也就是最后的结果, 因为是乘法, 所以它初
始为1 (一个数的0次幂也是1, 而且res == 0会导致乘法全是0, 因此res初始为1)，
中间的 a = (1ll * a * a) % p; 就是倍增求出二进制中a ^ ki的过程, while (k) k >>= 1
这段话会老老实实的把k拆成二进制, if (k & 1)则会把二进制中的每一位1取出来
这两个联动起来就是, 先看看k的最后一位是1还是0(if), 判断后, 把k的最后一位去掉(k >>= 1),
进入下一次循环, 再看看这时候的最后一位是1还是0(if), 直到k等于0, 这时候k的每一位我们也都判
断过了, a在这个过程中也会不断倍增(a = (1ll * a * a) % p), 变成对应的a ^ ki,.
(这里a的变化可以手动模拟试试) (这里的最后一位是指比如1011中最右边的一位)
if (k & 1) res = (1ll * res * a) % p;在if成立后res就会乘上这个答案, 也就是上面说的原理
补充
这个代码就是最常用的快速幂模版, 因为一个数的k次幂很容易直接爆int, 所以大多数都会取模
而两个int相乘, 在模数在int范围内下, 也很容易爆int, 所以要乘上1ll转换为long long类型
当然在模数超过int时, 直接乘就会爆掉long long, 这时候就会用到下面的龟速乘 或者 快速乘了
PS: 还有__int128欢迎你
龟速乘
龟速乘和快速幂一样, 都是利用了二进制的原理,
把 a * k 的 k拆成二进制数, 根据每一位凑出来
如k = 5 = 101（2）
就可以用a + 4a凑出来
#代码如下
LL qmul(LL a, LL k, LL p) // 龟速乘
{
LL res = 0;
while (k)
{
if (k & 1) res = (res + a) % p;
a = (a + a) % p;
k >>= 1;
}
return res;
}
快速乘
注意不能对于太大的模数用这个算法1e10 ~ 1e12为宜
这玩意我也是新学, 但确实很巧妙
原理就是a % b == a - a/b * b
关于O(1)快速乘和关于其特判的原因 - :Dra - 洛谷博客 (luogu.com.cn)
这篇博客讲的好
rt = a * b - (LL)((double)a / p * b + 0.5) * p;
先看这句话, 后面(LL)((double)a / p * b + 0.5)因为(double)的原因
所以不会爆掉, 前面a * b和 后面再乘一个p就会爆掉longlnog
但是没关系, 我们只需要它的差值, p是模数, p一定在longlong范围内
(这也是, 这个技巧正确的原因)
那么a * b - (LL)((double)a / p * b + 0.5) * p;的结果一定也在longlong内
因为a % b == a - a/b * b 这个原理
这就把结果求出来了, 但是因为double 会有精度问题
在(double)a / p * b中会损失精度, 它实际上就是接近未知的x的一个数 , 但始终达不到
注意double变longlong会把小数点拦腰截断, 也就是下取整
如果精度损失使它(double)a / p * b超过x且它下取整后的结果比x大1,
那么就会让rt成为负数
如果精度损失使他小于x, 同理就会让rt变成大于mid的正数
所以我们会得到一个和正确答案差值绝对值为mod或0的答案
考虑当
(long double)a / mod * b的真实值是一个十分接近但小于某个整数 x 的值, 在计算过程中的精度损失会使其超过 x 并且使向下取整后的结果大 1, 同理其十分接近但大于某个整数会使结果小1, 故我们得到的答案与正确值之差的绝对值是mod或 0.
这里引用博客中的话
这里就可以看看那个+0.5的作用了
这相当于四舍五入, 这会使得计算出来的rt不会比正确答案大, 而少判断一种情况, 减少常数
如果不加的话就需要判断让rt大于mid的情况
#代码
LL fqmul(LL a, LL b, LL p) // 快速乘
{
LL rt = a * b - (LL)((double)a / p * b + 0.5) * p;
if (rt < 0) rt += p; // 判断小于0的情况
return rt;
}
// 或者
LL fqmul(LL a, LL b, LL p)
{
LL rt = a * b - (LL)((double)a / p * b) * p;
if (rt < 0) rt += p;
if (rt >= mid) rt -= mid;
return rt;
}
模版
#include <iostream>
#include <cstring>
using namespace std;
typedef long long LL;
LL n = 142, m = 12343, mod = 1e10 + 7;
LL fqmul(LL a, LL b, LL p) // 快速乘
{
LL rt = a * b - (LL)((double)a / p * b + 0.5) * p;
if (rt < 0) rt += p;
return rt;
}
LL qmul(LL a, LL k, LL p) // 龟速乘
{
LL res = 0;
while (k)
{
if (k & 1) res = (res + a) % p;
a = (a + a) % p;
k >>= 1;
}
return res;
}
LL qmi(LL a, int k, LL p) // 快速幂
{
LL res = 1;
while (k)
{
if (k & 1) res = res * a % p;
k >>= 1;
a = a * a % p;
}
return res;
}
LL l_qmi(LL a, int k, LL p) // 龟速_快速幂
{
LL res = 1;
while (k)
{
if (k & 1) res = qmul(res, a, p);
k >>= 1;
a = qmul(a, a, p);
}
return res;
}
LL f_qmi(LL a, int k, LL p) // 快速_快速幂
{
LL res = 1;
while (k)
{
if (k & 1) res = fqmul(res, a, p);
k >>= 1;
a = fqmul(a, a, p);
}
return res;
}
int main()
{
cout << qmi(n, m, mod) << endl; // 会溢出 爆long long
cout << l_qmi(n, m, mod) << endl; // O(logn * logn)
cout << f_qmi(n, m, mod) << endl; // O(logn)
return 0;
}
神奇的 __int128
像上面的什么龟速乘, 快速乘, 其都要写一个函数, 龟速太慢, 快速有概率爆掉
在满足有__int128的情况下, 可以试试强转
__int128
如下代码, 这样即保证了效率(可普通乘法一样), 又稳定, noip可以使用
能用的话尽量先用它
LL qmi(LL a, LL k, LL p)
{
LL res = 1;
while (k)
{
if (k & 1) res = (__int128)res * a % p;
k >>= 1;
a = (__int128)a * a % p;
}
return res;
}
PS: __int128 原生只支持四则运算, 即 + - * / 不包含%与正常的输入(如cin, scanf)
和正常的输出(cout, printf)
一般会搭配快读快写来使用
