nn实践-使用nn搭建一个定时发送天气预报邮件的工作流
柏吧拭勤快速幂（Fast Exponentiation）算法解决这样一个问题：求解自然数的指数运算。计算
a
b
时，按照指数定义的朴素的方法是通过连续相乘：
=
×
×
?
×
?
次
a
b
=
b次
a×a×?×a
?
?
这种方法需要进行
?
1
b?1 次乘法，当
b 很大时（如
10
9
10
9
），时间复杂度
(
)
O(b) 是完全不可接受的。
快速幂通过巧妙的二进制分解技术，将幂运算的时间复杂度从
(
)
O(b) 优化到
(
log
?
)
O(logb)。
考虑计算
13
a
13
，将指数 13 用二进制表示：
13
=
1101
2
=
2
3
+
2
2
+
0
+
2
0
=
8
+
4
+
0
+
1
13=1101
2
?
=2
3
+2
2
+0+2
0
=8+4+0+1
因此：
13
=
8
+
4
+
0
+
1
=
8
×
4
×
0
×
1
a
13
=a
8+4+0+1
=a
8
×a
4
×a
0
×a
1
而
8
=
(
4
)
2
=
(
(
2
)
2
)
2
a
8
=(a
4
)
2
=((a
2
)
2
)
2
，分解后的幂次很容易计算
算法流程：
初始化结果 1
从最低位开始检查指数的二进制位
如果当前位为 1，将当前的底数（
2
a
2
x
）乘入结果
底数不断平方（不断计算
0
,
1
,
2
.
.
.
a
0
,a
1
,a
2
...），指数右移一位
重复直到指数的最高位 1 也被遍历
快速幂算法也可以从递归的角度来理解，这种理解方式更加直观。
=
{
1
if
=
0
(
/
2
)
2
if
is even
×
(
(
?
1
)
/
2
)
2
if
is odd
a
b
=
?
?
?
?
1
(a
b/2
)
2
a×(a
(b?1)/2
)
2
?
if b=0
if b is even
if b is odd
?
long long quick_pow(long long base, long long exp) {
long long res = 1;
while (exp) {
if (exp & 1) {
res *= base;
}
base *= base;
exp >>= 1;
}
return res;
}
带模数版本
更多的时候，我们要求解的是
m
o
d
a
b
modm。这也可以用快速幂思想解决。快速幂模数版本的正确性基于模运算的分配律：
(
×
)
m
o
d
=
[
(
m
o
d
)
×
(
m
o
d
)
]
m
o
d
(a×b)modm=[(amodm)×(bmodm)]modm
因此，我们可以直接对
a 取模，同时在算法每一步中，我们都对中间结果取模，这保证了最终结果的正确性，同时防止数值溢出。
不过我们不能直接对指数取模。指数
b 必须保持原值，因为：
m
o
d
≠
m
o
d
m
o
d
a
b
modm
=a
bmodm
modm
当然，既然复杂度是对数的，所以
b 大一些一般也无所谓。
long long quick_pow(long long base, long long exp, long long mod) {
long long res = 1;
base %= mod; // 先取模，防止初始base过大
while (exp) {
if (exp & 1) {
res = (res * base) % mod;
}
base = (base * base) % mod;
exp >>= 1;
}
return res;
}
不过，在某些特定情况下，我们可以使用欧拉定理来化简指数：
欧拉定理：如果
a 和
m 互质（即
gcd
?
(
,
)
=
1
gcd(a,m)=1），那么：
(
)
≡
1
(
m
o
d
)
a
?(m)
≡1(modm)
其中
(
)
?(m) 是欧拉函数，表示小于
m 且与
m 互质的正整数的个数。
所以当
a 和
m 互质时，我们可以将指数对
(
)
?(m) 取模：
m
o
d
=
m
o
d
(
)
m
o
d
a
b
modm=a
bmod?(m)
modm
这在某些数学和密码学应用中很有用，但不是快速幂算法的必要部分。代码略。
快速幂方法的时间复杂度是
(
log
?
)
O(logb)，循环次数等于指数的二进制位数，效率极高。
演示：计算
3
13
m
o
d
100
3
13
mod100
指数 13 = 1101(二进制)
初始化: res = 1, base = 3
第1轮 (最低位为1): res = 1×3 = 3, base = 32 = 9
第2轮 (位为0): res = 3, base = 92 = 81
第3轮 (位为1): res = 3×81 = 243 ≡ 43, base = 812 = 6561 ≡ 61
第4轮 (位为1): res = 43×61 = 2623 ≡ 23
结果: 313 ≡ 23 (mod 100)
快速乘（防治溢出）
同样的思想也可以应用到乘法本身中。两个 32 位整数相乘，范围将达到 64 位；两个 64 位整数相乘，范围将达到 128 位。同样大小的数无法装入正确的结果。
快速乘（又称"龟速乘"）模仿快速幂的思想，将乘法运算转换为加法运算。核心思路是将
×
a×b 看作是
b 个
a 相加，然后利用二进制分解来优化，这样就可以在中间结果下取模。
对于
×
a×b，将
b 二进制分解：
=
∑
=
0
?
2
其中
∈
{
0
,
1
}
b=
i=0
∑
k
?
b
i
?
?2
i
其中 b
i
?
∈{0,1}
那么：
×
=
×
∑
=
0
?
2
=
∑
=
0
?
(
?
2
)
a×b=a×
i=0
∑
k
?
b
i
?
?2
i
=
i=0
∑
k
?
b
i
?
?(a?2
i
)
typedef long long ll;
// 快速乘：返回 (a * b) % mod，防止中间过程溢出
ll quick_mul(ll a, ll b, ll mod) {
ll res = 0;
a %= mod;
while (b) {
if (b & 1) {
res = (res + a) % mod;
}
a = (a + a) % mod; // a = 2a，相当于左移一位
b >>= 1;
}
return res;
}
// 使用快速乘的快速幂
ll quick_pow_safe(ll base, ll exp, ll mod) {
ll res = 1;
base %= mod;
while (exp) {
if (exp & 1) {
res = quick_mul(res, base, mod); // 关键替换！
}
base = quick_mul(base, base, mod); // 关键替换！
exp >>= 1;
}
return res;
}
方法 时间复杂度 空间复杂度 防溢出能力
直接乘法
(
1
)
O(1)
(
1
)
O(1) 无
快速乘
(
log
?
)
O(logn)
(
1
)
O(1) 有
快速乘通过
(
log
?
)
O(logn) 次加法替代
(
1
)
O(1) 次乘法，实际上更慢了，所以也叫做“龟速乘”，这属于用时间换取了数值安全性。
浮点幂
如果是底数浮点，指数自然数，那么直接应用快速幂没有任何问题。但若指数是浮点数，这个问题会麻烦的多：浮点数指数无法直接进行二进制位操作，且误差会随着运算的拆分不断累积。
相比之下浮点幂的主要思想是利用自然对数变换法来计算浮点幂：
=
?
ln
?
(
)
a
b
=e
b?ln(a)
其中，自然对数和指数是常见且重要的函数，有快速且精确的办法来实现。
常见的库（如C++ 、Intel MKL、GNU Scientific Library）采用此类核心思路。
// 伪代码示意
if (a == 0.0) {
if (b > 0) return 0.0;
if (b == 0) return 1.0; // 或 NaN，依标准而定
return INFINITY; // 或报错
}
if (a == 1.0) return 1.0;
if (b == 0.0) return 1.0;
if (b == 1.0) return a;
result = exp(b * log(a)); # 对于一般情况
矩阵快速幂
已知矩阵
A，由于矩阵乘法满足结合律，指数为自然数时，仍可以利用快速幂思想求解
A
n
。这最其深刻、最实用的扩展之一。它将快速幂的核心理念从标量运算成功迁移到了线性代数领域。
=
{
if
=
0
(
/
2
)
2
if
is even
×
(
(
?
1
)
/
2
)
2
if
is odd
A
n
=
?
?
?
?
I
(A
n/2
)
2
A×(A
(n?1)/2
)
2
?
if n=0
if n is even
if n is odd
?
typedef vector> Matrix;
Matrix matrixMultiply(const Matrix& A, const Matrix& B, long long mod) {
int n = A.size();
Matrix C(n, vector(n, 0));
for (int i = 0; i < n; i++) {
for (int j = 0; j < n; j++) {
for (int k = 0; k < n; k++) {
C[i][j] = (C[i][j] + A[i][k] * B[k][j]) % mod;
}
}
}
return C;
}
Matrix matrixPow(Matrix base, long long exp, long long mod) {
int n = base.size();
// 初始化单位矩阵
Matrix res(n, vector(n, 0));
for (int i = 0; i < n; i++) {
res[i][i] = 1;
}
while (exp > 0) {
if (exp & 1) {
res = matrixMultiply(res, base, mod);
}
base = matrixMultiply(base, base, mod);
exp >>= 1;
}
return res;
}
经典案例：斐波那契数列的矩阵解法
斐波那契数列的递推关系：
(
)
=
(
?
1
)
+
(
?
2
)
F(n)=F(n?1)+F(n?2)
可以表示为矩阵形式：
[
(
)
(
?
1
)
]
=
[
1
1
1
0
]
×
[
(
?
1
)
(
?
2
)
]
[
F(n)
F(n?1)
?
]=[
1
1
?
1
0
?
]×[
F(n?1)
F(n?2)
?
]
递推得到：
[
(
)
(
?
1
)
]
=
[
1
1
1
0
]
?
1
×
[
(
1
)
(
0
)
]
[
F(n)
F(n?1)
?
]=[
1
1
?
1
0
?
]
n?1
×[
F(1)
F(0)
?
]
由于我们可以快速计算矩阵的幂，我们就绕过了斐波那契数列的定义，使用对数次矩阵乘法的时间直接计算出了某一项。
long long fibonacci_matrix(long long n, long long mod) {
if (n == 0) return 0;
if (n == 1) return 1;
Matrix base = {{1, 1}, {1, 0}};
Matrix result = matrixPow(base, n - 1, mod);
return result[0][0]; // F(n)
}
更一般的，对于 k 阶线性递推：
=
1
?
1
+
2
?
2
+
?
+
?
a
n
?
=c
1
?
a
n?1
?
+c
2
?
a
n?2
?
+?+c
k
?
a
n?k
?
构造转移矩阵：
=
[
1
2
?
?
1
1
0
?
0
0
0
1
?
0
0
?
?
?
?
?
0
0
?
1
0
]
M=
?
c
1
?
1
0
?
0
?
c
2
?
0
1
?
0
?
?
?
?
?
?
?
c
k?1
?
0
0
?
1
?
c
k
?
0
0
?
0
?
?
则：
[
?
1
?
?
+
1
]
=
?
+
1
×
[
?
1
?
2
?
0
]
?
a
n
?
a
n?1
?
?
a
n?k+1
?
?
?
=M
n?k+1
×
?
a
k?1
?
a
k?2
?
?
a
0
?
?
?