Алгоритм Тарьяна поиска LCA за O(1) в оффлайн — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
(Корректность)
м (Исправлена описка)
 
(не показаны 4 промежуточные версии 2 участников)
Строка 1: Строка 1:
Дано дерево <tex> G </tex> и набор запросов: пары вершин <tex>\langle v, u \rangle </tex>. Для каждой пары нужно найти наименьшего общего предка. Считаем, что все запросы известны заранее, поэтому будем решать задачу оффлайн.
+
Дано [[Дерево, эквивалентные определения | дерево]] <tex> G </tex> и набор запросов: пары вершин <tex>\langle v, u \rangle </tex>. Для каждой пары нужно найти наименьшего общего предка. Считаем, что все запросы известны заранее, поэтому будем решать задачу оффлайн.
 
Алгоритм позволяет найти ответы для дерева из <tex>n</tex> вершин и <tex>m</tex> запросов за время <tex>O (n + m)</tex>, то есть при достаточно большом <tex>m</tex> за <tex>O (1)</tex> на запрос.
 
Алгоритм позволяет найти ответы для дерева из <tex>n</tex> вершин и <tex>m</tex> запросов за время <tex>O (n + m)</tex>, то есть при достаточно большом <tex>m</tex> за <tex>O (1)</tex> на запрос.
 
== Алгоритм ==
 
== Алгоритм ==
Строка 39: Строка 39:
 
             dfs(u)
 
             dfs(u)
 
             union(v, u, v)
 
             union(v, u, v)
     '''foreach''' u : <tex>\langle v, u \rangle </tex> {{---}} есть такой запрос
+
     '''for''' (u : <tex>\langle v, u \rangle </tex> {{---}} есть такой запрос)
 
         '''if''' visited[u]
 
         '''if''' visited[u]
 
             запомнить, что ответ для запроса <tex>\langle v, u \rangle </tex> = lcaClass[find[u]]
 
             запомнить, что ответ для запроса <tex>\langle v, u \rangle </tex> = lcaClass[find[u]]
Строка 51: Строка 51:
 
Покажем, что найдём наименьшего предка. Пусть это не так. Тогда существует какая-то вершина <tex> w </tex>, которая тоже является предком вершин <tex> u </tex> и <tex> v </tex>, и из которой мы вышли раньше во время обхода в глубину. Но тогда ситуация, что одна из вершин посещена, а у другой рассмотрены все дети, должна была выполниться раньше, и в качестве ответа должна была вернуться вершина <tex> w </tex>.
 
Покажем, что найдём наименьшего предка. Пусть это не так. Тогда существует какая-то вершина <tex> w </tex>, которая тоже является предком вершин <tex> u </tex> и <tex> v </tex>, и из которой мы вышли раньше во время обхода в глубину. Но тогда ситуация, что одна из вершин посещена, а у другой рассмотрены все дети, должна была выполниться раньше, и в качестве ответа должна была вернуться вершина <tex> w </tex>.
  
'''Замечание:''' для корректности алгоритма достаточно было бы одного массива <tex> dsu </tex>, а представителем класса всегда выбирать наименьшего общего предка вершин класса. Это несложно сделать, так как мы всегда объединяем ребёнка со своим родителем. Но в таком случае алгорим получился бы менее эффективным, потому что одна только эвристика сжатия путей работает недостаточно быстро.
+
'''Замечание:''' для корректности алгоритма достаточно было бы одного массива <tex> dsu </tex>, а представителем класса всегда выбирать наименьшего общего предка вершин класса. Это несложно сделать, так как мы всегда объединяем ребёнка со своим родителем. Но в таком случае алгоритм получился бы менее эффективным, потому что одна только эвристика сжатия путей работает недостаточно быстро.
  
 
== Оценка сложности ==
 
== Оценка сложности ==
Она состоит из нескольких оценок.
+
Она состоит из нескольких частей.
  
 
*Обход в глубину выполняется за <tex>O(n)</tex>.
 
*Обход в глубину выполняется за <tex>O(n)</tex>.
Строка 61: Строка 61:
  
 
Следовательно, итоговая асимптотика {{---}} <tex>O (n + m)</tex>, что при достаточно больших <tex>m</tex> составляет <tex>O (1)</tex> на один запрос.
 
Следовательно, итоговая асимптотика {{---}} <tex>O (n + m)</tex>, что при достаточно больших <tex>m</tex> составляет <tex>O (1)</tex> на один запрос.
 +
 +
==См. также==
 +
* [[Сведение задачи LCA к задаче RMQ]]
 +
* [[Heavy-light декомпозиция]]
  
 
== Источники информации ==
 
== Источники информации ==

Текущая версия на 22:52, 5 сентября 2019

Дано дерево [math] G [/math] и набор запросов: пары вершин [math]\langle v, u \rangle [/math]. Для каждой пары нужно найти наименьшего общего предка. Считаем, что все запросы известны заранее, поэтому будем решать задачу оффлайн. Алгоритм позволяет найти ответы для дерева из [math]n[/math] вершин и [math]m[/math] запросов за время [math]O (n + m)[/math], то есть при достаточно большом [math]m[/math] за [math]O (1)[/math] на запрос.

Алгоритм[править]

Подвесим наше дерево за любую вершину, и запустим обход в глубину из неё. Ответ на каждый запрос мы найдём в течение поиска в глубину. Ответ для вершин [math]v[/math] и [math]u[/math] находится, когда мы уже посетили вершину [math]u[/math], а также посетили всех сыновей вершины [math]v[/math] и собираемся выйти из неё.

Зафиксируем момент: мы собираемся выйти из вершины [math]v[/math] (обработали всех сыновей) и хотим узнать ответ для пары [math]\langle v[/math], [math]u \rangle[/math]. Тогда заметим, что ответ — это либо вершина [math]u[/math], либо какой-то её предок. Значит, нам нужно найти предка вершины [math]v[/math], который является предком вершины [math]u[/math] с наибольшей глубиной. Заметим, что при фиксированном [math]v[/math] каждый из предков вершины [math]v[/math] порождает некоторый класс вершин [math]u[/math], для которых он является ответом, в этом классе содержатся все вершины, которые находятся "слева" от этого предка.

На рисунке непосещённые вершины раскрашены в белый цвет, а посещённые разбиты на классы, каждому из которых соответствует свой цвет.

разные цвета — разные классы, а белые вершины ещё не просмотренные в dfs

Классы этих вершин не пересекаются, а значит, мы можем их эффективно обрабатывать с помощью системы непересекающихся множеств, которую будем хранить в массиве [math]dsu[/math].

Будем поддерживать также массив [math]lcaClass[1 \dots n][/math], где [math] lcaClass[w] [/math] — наименьший общий предок всех вершин, которые лежат в том же классе, что и [math] w [/math]. Обновление массива [math] lcaClass [/math] для каждого элемента будет неэффективно. Поэтому зафиксируем в каждом классе какого-то представителя. Функция [math] \mathrm{find}(w) [/math] вернёт представителя класса, в котором находится вершина [math] w [/math]. Тогда наименьшим общим предком всех вершин из класса [math] w [/math] будет вершина [math] lcaClass[\mathrm{find}(w)] [/math].

Обновление массива [math] lcaClass [/math] будем производить следующим образом:

  • когда мы приходим в новую вершину [math]v[/math], мы должны добавить её в новый класс — [math]lcaClass[v] = v[/math]
  • когда просмотрим всё поддерево какого-то ребёнка [math] u [/math] у вершины [math] v [/math], мы должны объединить поддерево ребёнка с классом вершины [math] v [/math] ([math]\mathrm{union}(v, u, v)[/math] — объединить классы вершин [math] v [/math] и [math] u [/math], а наименьшим общим предком представителя нового класса сделать вершину [math] v [/math]). Система непересекающихся множеств сама определит представителя в зависимости от используемой нами эвристики. Нам надо лишь правильно установить значение массива [math] lcaClass [/math] у нового представителя.

После того как мы обработали всех детей вершины [math]v[/math], мы можем ответить на все запросы вида [math]\langle v, u \rangle [/math], где [math]u[/math] — уже посещённая вершина. Нетрудно заметить, что [math]lca(v, u) = lcaClass[\mathrm{find}(u)][/math]. Для каждого запроса это условие (что одна вершина уже посещена, а другую мы обрабатываем) выполнится только один раз.

Реализация[править]

bool visited[n]  

function union(x : int, y : int, newAncestor : int):
    leader = dsuUnion(x, y)         // объединяем классы вершин [math] x [/math] и [math] y [/math] и получаем нового представителя класса 
    lcaClass[leader] = newAncestor  // устанавливаем нового предка представителю множества 
      
// можно запустить от любой вершины дерева в самый первый раз  
function dfs(v : int):
    visited[v] = true
    lcaClass[v] = v                     
    foreach u : (v, u) in G
        if not visited[u]                  
            dfs(u)
            union(v, u, v)
    for (u : [math]\langle v, u \rangle [/math] — есть такой запрос)
        if visited[u]
            запомнить, что ответ для запроса [math]\langle v, u \rangle [/math] = lcaClass[find[u]]

Корректность[править]

Случай, когда [math] u [/math] является наименьшим общим предком вершин [math] u [/math] и [math] v [/math], обработается правильно, потому что по алгоритму в этот момент [math] lcaClass[\mathrm{find}(u)] = u [/math].

Пусть теперь наименьшим общим предком вершин [math] u [/math] и [math] v [/math] будет вершина, отличная от этих двух. Во время обработки запроса алгоритм точно вернёт общего предка этих двух вершин, так как он будет предком одной из вершин по массиву [math] lcaClass [/math], а предком другой из-за обхода в глубину.

Покажем, что найдём наименьшего предка. Пусть это не так. Тогда существует какая-то вершина [math] w [/math], которая тоже является предком вершин [math] u [/math] и [math] v [/math], и из которой мы вышли раньше во время обхода в глубину. Но тогда ситуация, что одна из вершин посещена, а у другой рассмотрены все дети, должна была выполниться раньше, и в качестве ответа должна была вернуться вершина [math] w [/math].

Замечание: для корректности алгоритма достаточно было бы одного массива [math] dsu [/math], а представителем класса всегда выбирать наименьшего общего предка вершин класса. Это несложно сделать, так как мы всегда объединяем ребёнка со своим родителем. Но в таком случае алгоритм получился бы менее эффективным, потому что одна только эвристика сжатия путей работает недостаточно быстро.

Оценка сложности[править]

Она состоит из нескольких частей.

  • Обход в глубину выполняется за [math]O(n)[/math].
  • Операции по объединению множеств, которые в сумме для всех разумных [math]n[/math] работают [math]O (n)[/math] времени. Каждый запрос [math]\langle v, u \rangle [/math] будет рассмотрен дважды — при посещении вершины [math]u[/math] и [math]v[/math], но обработан лишь один раз, поэтому можно считать, что все запросы обработаются суммарно за [math]O (m)[/math].
  • Для каждого запроса проверка условия и определение результата, опять же, для всех разумных [math]n[/math] выполняется за [math]O (1)[/math].

Следовательно, итоговая асимптотика — [math]O (n + m)[/math], что при достаточно больших [math]m[/math] составляет [math]O (1)[/math] на один запрос.

См. также[править]

Источники информации[править]