Участник:Artem.ustinov/НВП

Задача:

Дана перестановка [math]\pi[/math] множества[math]~\{1, 2,~\dots,~n\}[/math]. Требуется найти НВП [math]\pi[/math] за [math]O(n\operatorname{log}\operatorname{log}k)[/math], где [math]k[/math] — длина НВП.

Алгоритм за O(n log log n)

Нахождение длины НВП

Основная идея

Пусть [math]\{\pi_1,\pi_2,~\dots,~\pi_n\}[/math] — входная перестановка.

Будем последовательно обрабатывать элементы в порядке [math]\pi_1, \pi_2,~\dots,~\pi_n\colon[/math]

Для каждой длины [math]l = 1, 2,~\dots,~n[/math] предполагаемой НВП находим наименьший элемент, который может быть последним в возрастающей подпоследовательности длины [math]l[/math] и запишем его в массив [math]B_l[/math]. Будем называть его наилучшим элементом для длины [math]l[/math].

• Если [math]\pi_i[/math] больше каждого элемента [math]B[/math], вычисленного для подпоследовательности [math]\pi_1, \pi_2,~\dots~,\pi_{i-1}[/math], значит с ним можно сделать возрастающую подпоследовательность максимальной длины из уже рассмотренных, в которой он будет последним элементом. Значит, записываем его в конец [math]B[/math].
• Иначе [math]\pi_i[/math] будет наилучшим элементом для уже существующей длины, тогда мы находим наименьшее [math]k\colon B_k \gt \pi_i[/math] и заменяем [math]B_k[/math] элементом [math]\pi_i[/math].

Следует отметить, что полученный массив также образует возрастающую последовательность, на котором мы должны выполнять операции [math]\mathrm{insert}, \mathrm{next}, \mathrm{delete}[/math], соответственно целесообразно использовать приоритетную очередь, реализованную через Дерево ван Эмде Боаса. Так как данная структура данных производит описанные операции за [math]O(\operatorname{log} k)[/math], где k — количество бит чисел, которые позволяет хранить дерево, то полученный алгоритм работает за [math]O(n\operatorname{log}\operatorname{log} n)[/math], потому что все элементы последовательности не превосходят n.

Пример

Типы операций

• Добавление элемента, который больше всех предыдущих:

• Замещение элемента более подходящим, т.е. добавление немаксимального элемента:

[math]\longrightarrow[/math]

Пример последовательности

[math]\pi_1[/math]	[math]\pi_2[/math]	[math]\pi_3[/math]	[math]\pi_4[/math]	[math]\pi_5[/math]	[math]\pi_6[/math]	[math]\pi_7[/math]	[math]\pi_8[/math]	[math]\pi_9[/math]	[math]\pi_{10}[/math]	[math]\pi_{11}[/math]	[math]\pi_{12}[/math]
9	3	10	4	8	1	2	12	6	5	7	11

Состояние очереди при каждом добавлении

[math]B_1[/math]	[math]B_2[/math]	[math]B_3[/math]	[math]B_4[/math]	[math]B_5[/math]	[math]~\pi_i~[/math]
9					9
3					3
3	10				10
3	4				4
3	4	8			8
1	4	8			1
1	2	8			2
1	2	8	12		12
1	2	6	12		6
1	2	5	12		5
1	2	5	7		7
1	2	5	7	11	11

Псевдокод

   int LIS([math]\pi[/math][n])
       PriorityQueue B // рабочая приоритетная очередь
       int k = 0       // длина НВП
       for i = 1 to n
           x = [math]\pi[/math][i]
           // в любом случае добавляем в очередь очередной элемент
           // устаревшие будем удалять
           B.insert(x)
           if [math]\exists[/math] B.next(x)
               // добавленный элемент — не максимальный
               // удаляем следующее за x значение
               B.delete(B.next(x))
           else
               // добавленный элемент — максимальный
               // предыдущие значения не трогаем, очередь увеличилась
               k = k + 1           
       return k

Расширение алгоритма до нахождения НВП

Основная идея

Будем запоминать пары: для каждого элемента записываем его "предшественника".

Тогда, пройдя по предшественникам, начиная с последнего элемента очереди [math]B[/math], мы можем восстановить НВП.

Общий вид алгоритма

[math]B_1[/math]	[math]B_2[/math]	[math]B_3[/math]	[math]B_4[/math]	[math]B_5[/math]	[math]~\pi_i~[/math]
9					9
3					3
3	10				10
3	4				4
3	4	8			8
1	4	8			1
1	2	8			2
1	2	8	12		12
1	2	6	12		6
1	2	5	12		5
1	2	5	7		7
1	2	5	7	11	11

predecessor
1	2	3	4	5	6	7	8	9	10	11	12
	1		3	2	2	5	4		3	7	8

Псевдокод

   int[] LIS([math]\pi[/math][n])
       PriorityQueue B
       int k = 0
       int predecessor[n] // резервируем [math]n[/math] позиций
       for i = 1 to n
           x = [math]\pi[/math][i]
           B.insert(x)
           predecessor[x] = B.prev(x)
           if [math]\exists[/math] B.next(x)
               B.delete(B.next(x))
           else
               k = k + 1
       // по цепочке от последнего элемента 
       // восстанавливаем НВП
       int result[k]
       int cur = B.max
       for i = k - 1 downto 0
           result[i] = cur
           cur = predecessor[cur]
       return result

Оптимизация до O(n log log k)

Чтобы Дерево ван Эмде Боаса выполняло операции за [math]O(\operatorname{log}\operatorname{log}k)[/math], необходимо алфавит обрабатываемых значений уменьшить до [math]O(k)[/math].

Предположим, мы знаем такое приближение числа [math]k[/math] числом [math]m: m \geqslant k[/math]. Мы обсудим, как найти такое [math]m[/math] позже.

Чтобы достичь нужной оценки, будем делить последовательность на [math]m[/math] блоков, кроме последнего, который может быть меньше, и обрабатывать каждый блок отдельно.

Деление на блоки

Последовательность [math]S[/math] делится на блоки [math]C_j,~j=1,~\dots,~\lceil\frac{n}{m}\rceil[/math] элементов: [math]C_j=(\pi_{(j-1)m+1},\pi_{(j-1)m+2},~\dots~,\pi_{(j-1)m+m)})[/math]

Обозначим за [math]C_j^s[/math] отсортированный блок [math]C_j[/math]. Отсортированные и неотсортированные блоки будем хранить в памяти.

Цифровая сортировка каждых блоков отдельно будет давать нам время рваботы [math]O \left(\dfrac{n}{m}n \right) = O \left(\dfrac{n^2}{m} \right)[/math]. Чтобы отсортировать их за линейное время, дополним каждый элемент номером его блока и получим пары [math]\langle\lceil i/m\rceil,\pi_i\rangle[/math]. Цифровая сортировка этих пар, если принимать за старший разряд номер блока, а за младший значение элемента, будет работать за [math]O(n)[/math], потому что значения элементов и номера блоков не превосходят [math]n[/math].

Обработка блока

Обрабатывая блоки, будем работать не со значениями элементов, а с ключами, которые определенны для каждого элемента внутри блоков. Все блоки будут обрабатываться онлайн, то есть мы не перейдём к обработке следующего блока, пока не закончим с текущим.

Каждому элементу [math]x[/math] взаимно однозначно сопоставим ключ [math]y = \mathtt{key}(x);~x=\mathtt{elt}(y)[/math]. Если все значения ключей будут находятся в промежутке [math]\{1,2,\dots,2m\}[/math], то эффективней будет работать с ключами элементов в очереди [math]B[/math].

Чтобы определить ключи элементам так, чтобы их значения были в представленном промежутке, работая с блоком [math]C_j[/math] будем сливать элементы, ключи которых находятся в очереди [math]B[/math] с [math]C_j^s[/math] в список [math]\mathtt{merged}[/math]. Сопоставим каждому элементу в списке его позицию. Это и будет наш ключ. Заметим, что элементы, чьи ключи находятся в [math]B[/math] располагаются в возрастающеме порядке, поэтому достаточно производить тривиальную операцию слияния. Поскольку мы предположили, что [math]m\geqslant k[/math], то количество ключей в [math]B[/math] не больше [math]m[/math], тогда длина [math]\mathtt{merged}[/math] не больше [math]2m[/math], что позволяет однозначно определить ключи на множестве [math]\{1,2,\dots,2m\}[/math].

После того, как ключи определенны, обновляем ключи в очереди [math]B[/math].

После этого запускаем, описанный выше алгоритм [math]\mathrm{LIS}[/math], для ключей элементов [math]C_j[/math] в порялке исходной последовательности.

В итоге, обработка блока делится на следующие этапы:

• Достаем из очереди [math]B[/math] ключи [math]x[/math], конвертируем их в элементы [math]\mathtt{elt}(x)[/math] и кладём в список [math]\mathtt{bestelems}[/math].
• Сливаем элементы в [math]\mathtt{bestelems}[/math] со следующим отсортированным блоком в список [math]\mathtt{merged}[/math].
• Присваеваем новые ключи элементам в порядке списка [math]\mathtt{merged}[/math].
• Вставляем в [math]B[/math] новые ключи элементов [math]\mathtt{bestelems}[/math].
• Обрабатываем ключи элементов блока в порядке исходной последовательности с помощью алгоритма [math]\mathrm{LIS}[/math]. Для восстановления НВП также используем массив "предшественников", который будет работать с соответсвующими ключам элементами [math]\mathtt{elt}(x)[/math].

Пример

Предположим, что [math]m=5[/math]. Исходно получаем:

Блок	1	1	1	1	1	2	2	2	2	2	3	3
[math]\pi[/math]	9	3	10	4	8	1	2	12	6	5	7	11

После сортировки:

Блок	1	1	1	1	1	2	2	2	2	2	3	3
[math]\pi[/math]	3	4	8	9	10	1	2	5	6	12	7	11

Первый блок

Первый блок [math]\pi[/math] 9 3 10 4 8 key 4 1 5 2 3

Cортированный [math]\pi[/math] 3 4 8 9 10 key 1 2 3 4 5

Обработка блока с помощью алгоритма [math]\mathrm{LIS}[/math].

[math]B_1[/math]	[math]B_2[/math]	[math]B_3[/math]	[math]key[/math]	[math]\pi[/math]
4			4	9
1			1	3
1	5		5	10
1	2		2	4
1	2	3	3	8

В результате получаем

[math]B: \{1, 2, 3\}[/math]

[math]\mathtt{merged}: \{3,4,8,9,10\}[/math]

Второй блок

Восстанавливаем элементы [math]B: \{1, 2, 3\}[/math] из [math]\mathtt{merged}: \{3, 4, 8, 9, 10\}[/math]: [math]\{3, 4, 8\}[/math].

Сливаем [math]C_2^s[/math] и восстановеленные элементы из [math]B[/math]:

[math]B[/math] 3 4 8

[math]C_2^s[/math] 1 2 5 6 12

[math]\mathtt{merged}[/math] 1 2 3 4 5 6 8 12 1 2 3 4 5 6 7 8

Второй блок [math]\pi[/math] 1 2 12 6 5 key 1 2 8 6 5

Cортированный [math]\pi[/math] 1 2 5 6 12 key 1 2 5 6 8

Обновляем ключи в очереди:

[math]B_1[/math]	[math]B_2[/math]	[math]B_3[/math]	[math]\pi[/math]
3			3
3	4		4
3	4	7	7

[math]\mathrm{LIS}[/math] новых:

[math]B_1[/math]	[math]B_2[/math]	[math]B_3[/math]	[math]B_4[/math]	[math]key[/math]	[math]\pi[/math]
1	4	7		1	1
1	2	7		2	2
1	2	7	8	8	12
1	2	6	8	6	6
1	2	5	8	5	5

В результате получаем:

[math]B: \{1, 2, 5, 8\}[/math]

[math]\mathtt{merged}: \{1,2,3,4,5,6,8,12\}[/math]

Третий блок

Восстанавливаем элементы [math]B: \{1, 2, 5, 8\}[/math] из [math]\mathtt{merged}: \{1, 2, 3, 4, 5, 6, 8, 12\}[/math]: [math]\{1, 2, 5, 12\}[/math].

Сливаем [math]C_3^s[/math] и восстановленные элементы из [math]B[/math]:

[math]B[/math] 1 2 5 12

[math]C_3^s[/math] 7 11

[math]\mathtt{merged}[/math] 1 2 5 7 11 12 1 2 3 4 5 6

третий блок [math]\pi[/math] 7 11 key 4 5 Cортированный [math]\pi[/math] 7 11 key 4 5 Обновление старых ключей: [math]B_1[/math] [math]B_2[/math] [math]B_3[/math] [math]B_4[/math] [math]\pi[/math] 1 1 1 2 2 1 2 3 3 1 2 3 6 6 [math]\mathrm{LIS}[/math] новых: [math]B_1[/math] [math]B_2[/math] [math]B_3[/math] [math]B_4[/math] [math]B_5[/math] [math]key[/math] [math]\pi[/math] 1 2 3 4 4 7 1 2 3 4 5 5 11 Результат завершения алгоритма: [math]B: \{1, 2, 3, 4, 5\}[/math] [math]\mathtt{merged}: \{1,2,5,7,11,12\}[/math] Получаем, что длина НВП - 5, и НВП оканчивается на [math]\mathtt{merged_5}=11[/math]. Восстановление НВП [math]\mathtt{predecessor}[/math] 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 1 3 2 2 5 4 3 7 8 Начинаем восстановление с [math]\mathtt{merged}[5] = 11[/math]: обратный порядок 11 7 5 2 1 НВП 1 2 5 7 11 Оценка времени работы Так как размер списка [math]\mathtt{merged}[/math] не больше [math]2m[/math], а количество блоков всего [math]\lceil n/m \rceil[/math]. То количество присваиваний новых ключей элементам последовательности не больше [math]2cm\cdot\dfrac{n}{m}=O(n)[/math], где c — некоторая константа. Каждая операция с приоритетной очередью требует [math]O(\log \log m)[/math] времени, так как элементы в [math]B[/math] не больше [math]2m[/math]. Докажем, что реализация данного алгоритма будет работать за время [math]O(n \log \log m)[/math] для последовательности длины n. Рассмотрим последовательность [math]\{m_0,~m_1,~m_2,~\dots\}[/math], где [math] m_{i+1} = m_i ^{\operatorname{log}m_i} = 2^{\operatorname{log}^2m_i}[/math], [math]m_0[/math] — некоторое значение, меньшее [math]k[/math]. Будем по порядку для элементов этой последовательности запускать алгоритм, представленный выше. Если размер очереди [math]B[/math] становится больше [math]m_i[/math], то условие [math]m \geqslant k[/math] перестает выполняться, тогда останавливаем алгоритм, и переходим к следующему элементу [math]m_{i+1}[/math]. Когда найдётся первое [math]m_j:m_j\geqslant k[/math], то алгоритм успешно завершится. Таким образом, время работы алгоритма — [math]O(n \log \log {m_i})[/math] для [math]0\leqslant i \lt j[/math], потому что во время работы очередь [math]B[/math] хранит не более [math]m_i[/math] элементов, ключи которых не больше [math]2m_i[/math]. Для значения [math]m_j[/math] алгоритм успешно завершается, так как условие полной обработки последовательности [math]m\geqslant k[/math] выполняется. Таким образом, время работы алгоритма для [math]m_j[/math] также [math]O(n\log \log {m_j})[/math]. Заметим, что [math]\operatorname{log}\operatorname{log}m_{i+1} = \operatorname{log}\operatorname{log}2^{\operatorname{log}^2m_i} = \operatorname{log}\operatorname{log}^2m_i = 2\operatorname{log}\operatorname{log}m_i[/math]. [math]\operatorname{log}\operatorname{log}m_j = 2^{j-i}\operatorname{log}\operatorname{log}m_i[/math] Общее время работы алгоритма — [math]O(n(\sum_{i=0}\limits^{j}{2^{-(i-1)}})\log \log m_i)[/math]. Заметим, что [math]m_i \lt k^{\operatorname{log}k}[/math], т.к. в противном случае [math]m_{i-1} \gt k[/math], что противоречит тому, что [math]m_i[/math] — первый из тех, что больше [math]k[/math]. Следовательно, [math]\operatorname{log}\operatorname{log}m_i \lt 2\operatorname{log}\operatorname{log}k \[/math]. Тогда алгоритм работает за [math]O(n\operatorname{log}\operatorname{log}k)[/math]. См. также Дерево ван Эмде Боаса Задача о наибольшей возрастающей подпоследовательности Задача о наибольшей общей подпоследовательности Наибольшая общая возрастающая подпоследовательность Задача о наибольшей общей палиндромной подпоследовательности Источники информации Computing a Longest Increasing Subsequence of Length k in Time O(n log log k) (07.01.2017)