СНМ (списки с весовой эвристикой) — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
(Ссылки)
м (rollbackEdits.php mass rollback)
 
(не показано 7 промежуточных версий 2 участников)
Строка 5: Строка 5:
 
Рассмотрим реализацию системы непересекающихся множеств с помощью списков. Для каждого элемента списка будем хранить указатель на представителя и на следующий элемент в списке.
 
Рассмотрим реализацию системы непересекающихся множеств с помощью списков. Для каждого элемента списка будем хранить указатель на представителя и на следующий элемент в списке.
  
При такой реализации операция init для создания n множеств состоящих из одного элемента займет <tex>O(n)</tex> времени. Для выполнения операции findSet достаточно перейти по ссылке на представителя за <tex>O(1)</tex>. Узким местом такой реализации является операция union. Слить списки и обновить указатели на представителя для одного из списков мы можем лишь за время пропорциональное количеству элементов.
+
При такой реализации операция <tex> \mathrm {init} </tex> для создания n множеств состоящих из одного элемента займет <tex>O(n)</tex> времени. Для выполнения операции <tex> \mathrm {findSet} </tex> достаточно перейти по ссылке на представителя за <tex>O(1)</tex>. Узким местом такой реализации является операция <tex> \mathrm {union} </tex>. Слить списки и обновить указатели на представителя для одного из списков мы можем лишь за время пропорциональное количеству элементов.
  
Нетрудно придумать последовательность из <tex>n - 1</tex> операций union, требующую <tex>O(n^2)</tex> времени. Достаточно каждый раз сливать одно и тоже множество с одним новым элементом в том порядке, чтобы требовалось обновить указатели на представителя именно элементам "большого" множества. Поскольку <tex>i</tex>-ая операция union обновляет <tex>i</tex> указателей, общее количество указателей, обновленных всеми <tex>n - 1</tex> операциями union равно <tex>\sum\limits_{i=1}^{n-1} i = O(n^2)</tex>. Отсюда следует, что амортизированное время выполнения операции union составляет <tex>O(n)</tex>.
+
Нетрудно придумать последовательность из <tex>n - 1</tex> операций <tex> \mathrm {union} </tex>, требующую <tex>O(n^2)</tex> времени. Достаточно каждый раз сливать одно и тоже множество с одним новым элементом в том порядке, чтобы требовалось обновить указатели на представителя именно элементам "большого" множества. Поскольку <tex>i</tex>-ая операция <tex> \mathrm {union} </tex> обновляет <tex>i</tex> указателей, общее количество указателей, обновленных всеми <tex>n - 1</tex> операциями <tex> \mathrm {union} </tex> равно <tex>\sum\limits_{i=1}^{n-1} i = O(n^2)</tex>. Отсюда следует, что амортизированное время выполнения операции <tex> \mathrm {union} </tex> составляет <tex>O(n)</tex>.
  
 
== Реализация с весовой эвристикой ==
 
== Реализация с весовой эвристикой ==
  
Недостаток наивной реализации проявляется при слиянии относительно большого множества с множеством из одного элемента. В наивной реализации список указанный первым всегда подвешивается ко второму. Хотя в данном случае гораздо выгоднее подвесить меньший список к большему, обновив один указатель на представителя, вместо обновления большого числа указателей в первом списке. Отсюда следуют очевидная оптимизация {{ --- }} будем для каждого множества хранить его размер и изменять указатели на представителя всегда элементам из "меньшего" списка. Хотя одна операция union по-прежнему может потребовать <tex>\Omega(n)</tex> действий, если оба множества имеют <tex>\Omega(n)</tex> членов, но последовательность из <tex>n</tex> операций union требует <tex>O(n \log n)</tex> действий.
+
Недостаток наивной реализации проявляется при слиянии относительно большого множества с множеством из одного элемента. В наивной реализации список указанный первым всегда подвешивается ко второму. Хотя в данном случае гораздо выгоднее подвесить меньший список к большему, обновив один указатель на представителя, вместо обновления большого числа указателей в первом списке. Отсюда следуют очевидная оптимизация {{ --- }} будем для каждого множества хранить его размер и изменять указатели на представителя всегда элементам из "меньшего" списка. Хотя одна операция <tex> \mathrm {union} </tex> по-прежнему может потребовать <tex>\Omega(n)</tex> действий, если оба множества имеют <tex>\Omega(n)</tex> членов, но последовательность из <tex>n</tex> операций <tex> \mathrm {union} </tex> требует <tex>O(n \log n)</tex> действий.
  
 
'''Псевдокод:'''
 
'''Псевдокод:'''
 
  s[n]
 
  s[n]
  init():
+
  '''function''' init():
    for i = 0 to n - 1:
+
  '''for''' i = 0 '''to''' n - 1
        s[i].set  = i    // номер-идентификатор множества
+
    s[i].set  = i    <font color = "green">// номер-идентификатор множества</font>
        s[i].next = null
+
    s[i].next = null
        s[i].head = s[i]
+
    s[i].head = s[i]
        s[i].tail = s[i] // храним только для представителя
+
    s[i].tail = s[i] <font color = "green">// храним только для представителя</font>
        s[i].count  = 1  // храним только для представителя
+
    s[i].count  = 1  <font color = "green">// храним только для представителя</font>
 
   
 
   
  find(x): // подразумевается, что x {{ --- }} ссылка на один из элементов
+
  '''T''' find(x): <font color = "green">// подразумевается, что x {{ --- }} ссылка на один из элементов</font>
    return x.head.set
+
  '''return''' x.head.set
 
   
 
   
  union(x, y):  
+
  '''function''' union(x, y):  
    x = x.head
+
  x = x.head
    y = y.head
+
  y = y.head
    if x == y:
+
  '''if''' x == y
        return
+
    '''return'''
    else:
+
  '''else'''
        if x.count > y.count:
+
    '''if''' x.count > y.count
            swap(x, y)
+
      swap(x, y)
        i = x.head
+
    i = x.head
        while i != null:
+
    '''while''' i != null
            i.head = y
+
      i.head = y
            i = i.next
+
      i = i.next
        y.tail.next = x.head // соединили списки
+
    y.tail.next = x.head <font color = "green">// соединили списки</font>
        y.tail = x.tail  
+
    y.tail = x.tail  
        y.count += x.count
+
    y.count += x.count
  
 
== Доказательство оценки времени выполнения ==
 
== Доказательство оценки времени выполнения ==
  
 
{{Утверждение
 
{{Утверждение
|statement=При реализации СНМ на списках с указателями на представителя и применении весовой эвристики, последовательность из операции init для n элементов и m операций union и findSet, требует для выполнения <tex>O(m+n \log n)</tex> действий.
+
|statement=При реализации СНМ на списках с указателями на представителя и применении весовой эвристики, последовательность из операции <tex> \mathrm {init} </tex> для n элементов и m операций <tex> \mathrm {union} </tex> и <tex> \mathrm {findSet} </tex>, требует для выполнения <tex>O(m+n \log n)</tex> действий.
|proof = [[Файл:ve2.png|right|600px|Оценка количества переподвешиваний]] Оценим время работы необходимое для обновления указателей на представителя в операциях union. Рассмотрим количество обновлений отдельно для каждого элемента.
+
|proof = [[Файл:ve2.png|right|600px|Оценка количества переподвешиваний]] Оценим время работы необходимое для обновления указателей на представителя в операциях <tex> \mathrm {union} </tex>. Рассмотрим количество обновлений отдельно для каждого элемента.
  
 
Оказывается, что для каждого элемента мы можем обновить указатель не более <tex>O(\log n)</tex> раз. Это связано с тем, что при каждом объединении, множество, в котором оказывается объект, увеличивается не менее чем вдвое. Действительно, так как мы обновляем указатель на представителя элементу, то этот элемент находился в меньшем из множеств (согласно нашей эвристике), но тогда размер второго множества не меньше. Тогда после первого обновления элемент содержится в множестве, в котором не менее двух элементов, после второго {{ --- }} четырех, и так далее. В силу того, что множество не может содержать более n элементов, количество обновлений не превосходит <tex>O(\log n)</tex>.
 
Оказывается, что для каждого элемента мы можем обновить указатель не более <tex>O(\log n)</tex> раз. Это связано с тем, что при каждом объединении, множество, в котором оказывается объект, увеличивается не менее чем вдвое. Действительно, так как мы обновляем указатель на представителя элементу, то этот элемент находился в меньшем из множеств (согласно нашей эвристике), но тогда размер второго множества не меньше. Тогда после первого обновления элемент содержится в множестве, в котором не менее двух элементов, после второго {{ --- }} четырех, и так далее. В силу того, что множество не может содержать более n элементов, количество обновлений не превосходит <tex>O(\log n)</tex>.
Строка 52: Строка 52:
 
Таким образом, общее время, необходимое для обновления указателей для n элементов, составляет <tex>O(n \log n)</tex>.
 
Таким образом, общее время, необходимое для обновления указателей для n элементов, составляет <tex>O(n \log n)</tex>.
  
Необходимо также отметить, что слить два списка и обновить поле длины при выполнении union можно за константное количество операций (последние три строчки в псевдокоде).
+
Необходимо также отметить, что слить два списка и обновить поле длины при выполнении <tex> \mathrm {union} </tex> можно за константное количество операций (последние три строчки в псевдокоде).
  
Отсюда легко понять, что время необходимое для выполнения всей последовательности операций составит <tex>O(m + n \log n)</tex>. Операция init за <tex>O(n)</tex>, <tex>O(m)</tex> операций findSet и часть работы операции union на обновление поля длины и слияния списков, каждая из которых выполняется за константное время, а также суммарное время обновления указателей на представителя операцией union для каждого элемента за <tex>O(n \log n)</tex> действий.
+
Отсюда легко понять, что время необходимое для выполнения всей последовательности операций составит <tex>O(m + n \log n)</tex>. Операция <tex> \mathrm {init} </tex> за <tex>O(n)</tex>, <tex>O(m)</tex> операций <tex> \mathrm {findSet} </tex> и часть работы операции <tex> \mathrm {union} </tex> на обновление поля длины и слияния списков, каждая из которых выполняется за константное время, а также суммарное время обновления указателей на представителя операцией <tex> \mathrm {union} </tex> для каждого элемента за <tex>O(n \log n)</tex> действий.
 
}}
 
}}
  
Строка 60: Строка 60:
 
* [[СНМ(наивные реализации)]]
 
* [[СНМ(наивные реализации)]]
 
* [[СНМ(реализация с помощью леса корневых деревьев)]]
 
* [[СНМ(реализация с помощью леса корневых деревьев)]]
 
== Источники ==
 
* Томас Х. Кормен, Чарльз И. Лейзерсон, Рональд Л. Ривест, Клиффорд Штайн Алгоритмы: построение и анализ — 2-е изд. — М.: «Вильямс», 2007. — с. 585—588. — ISBN 5-8489-0857-4
 
  
 
== Ссылки ==
 
== Ссылки ==

Текущая версия на 19:38, 4 сентября 2022

Весовая эвристика (weighted-union heuristic) — улучшение наивной реализации СНМ на списках с указателями на представителя. Позволяет добиться улучшения асимптотики с [math]O(n^2)[/math] до [math]O(n \log n)[/math] благодаря добавлению меньшего списка к большему при объединении множеств.

Проблема наивной реализации

Оценка количества переподвешиваний

Рассмотрим реализацию системы непересекающихся множеств с помощью списков. Для каждого элемента списка будем хранить указатель на представителя и на следующий элемент в списке.

При такой реализации операция [math] \mathrm {init} [/math] для создания n множеств состоящих из одного элемента займет [math]O(n)[/math] времени. Для выполнения операции [math] \mathrm {findSet} [/math] достаточно перейти по ссылке на представителя за [math]O(1)[/math]. Узким местом такой реализации является операция [math] \mathrm {union} [/math]. Слить списки и обновить указатели на представителя для одного из списков мы можем лишь за время пропорциональное количеству элементов.

Нетрудно придумать последовательность из [math]n - 1[/math] операций [math] \mathrm {union} [/math], требующую [math]O(n^2)[/math] времени. Достаточно каждый раз сливать одно и тоже множество с одним новым элементом в том порядке, чтобы требовалось обновить указатели на представителя именно элементам "большого" множества. Поскольку [math]i[/math]-ая операция [math] \mathrm {union} [/math] обновляет [math]i[/math] указателей, общее количество указателей, обновленных всеми [math]n - 1[/math] операциями [math] \mathrm {union} [/math] равно [math]\sum\limits_{i=1}^{n-1} i = O(n^2)[/math]. Отсюда следует, что амортизированное время выполнения операции [math] \mathrm {union} [/math] составляет [math]O(n)[/math].

Реализация с весовой эвристикой

Недостаток наивной реализации проявляется при слиянии относительно большого множества с множеством из одного элемента. В наивной реализации список указанный первым всегда подвешивается ко второму. Хотя в данном случае гораздо выгоднее подвесить меньший список к большему, обновив один указатель на представителя, вместо обновления большого числа указателей в первом списке. Отсюда следуют очевидная оптимизация — будем для каждого множества хранить его размер и изменять указатели на представителя всегда элементам из "меньшего" списка. Хотя одна операция [math] \mathrm {union} [/math] по-прежнему может потребовать [math]\Omega(n)[/math] действий, если оба множества имеют [math]\Omega(n)[/math] членов, но последовательность из [math]n[/math] операций [math] \mathrm {union} [/math] требует [math]O(n \log n)[/math] действий.

Псевдокод:

s[n]
function init():
  for i = 0 to n - 1
    s[i].set  = i    // номер-идентификатор множества
    s[i].next = null
    s[i].head = s[i]
    s[i].tail = s[i] // храним только для представителя
    s[i].count  = 1  // храним только для представителя

T find(x): // подразумевается, что x — ссылка на один из элементов
  return x.head.set

function union(x, y): 
  x = x.head
  y = y.head
  if x == y
    return
  else
    if x.count > y.count
      swap(x, y)
    i = x.head
    while i != null
      i.head = y
      i = i.next
    y.tail.next = x.head // соединили списки
    y.tail = x.tail 
    y.count += x.count

Доказательство оценки времени выполнения

Утверждение:
При реализации СНМ на списках с указателями на представителя и применении весовой эвристики, последовательность из операции [math] \mathrm {init} [/math] для n элементов и m операций [math] \mathrm {union} [/math] и [math] \mathrm {findSet} [/math], требует для выполнения [math]O(m+n \log n)[/math] действий.
[math]\triangleright[/math]
Оценка количества переподвешиваний
Оценим время работы необходимое для обновления указателей на представителя в операциях [math] \mathrm {union} [/math]. Рассмотрим количество обновлений отдельно для каждого элемента.

Оказывается, что для каждого элемента мы можем обновить указатель не более [math]O(\log n)[/math] раз. Это связано с тем, что при каждом объединении, множество, в котором оказывается объект, увеличивается не менее чем вдвое. Действительно, так как мы обновляем указатель на представителя элементу, то этот элемент находился в меньшем из множеств (согласно нашей эвристике), но тогда размер второго множества не меньше. Тогда после первого обновления элемент содержится в множестве, в котором не менее двух элементов, после второго — четырех, и так далее. В силу того, что множество не может содержать более n элементов, количество обновлений не превосходит [math]O(\log n)[/math].

Таким образом, общее время, необходимое для обновления указателей для n элементов, составляет [math]O(n \log n)[/math].

Необходимо также отметить, что слить два списка и обновить поле длины при выполнении [math] \mathrm {union} [/math] можно за константное количество операций (последние три строчки в псевдокоде).

Отсюда легко понять, что время необходимое для выполнения всей последовательности операций составит [math]O(m + n \log n)[/math]. Операция [math] \mathrm {init} [/math] за [math]O(n)[/math], [math]O(m)[/math] операций [math] \mathrm {findSet} [/math] и часть работы операции [math] \mathrm {union} [/math] на обновление поля длины и слияния списков, каждая из которых выполняется за константное время, а также суммарное время обновления указателей на представителя операцией [math] \mathrm {union} [/math] для каждого элемента за [math]O(n \log n)[/math] действий.
[math]\triangleleft[/math]

Другие реализации

Ссылки