Изменения
Новая страница: «диаметра дерева - максимальная длина кратчашего пути между любыми двумя вершинами. Алго...»
диаметра дерева - максимальная длина кратчашего пути между любыми двумя вершинами.
Алгоритм в этой статье находил диаметр в дереве,при чём очень простым алгоритмом.
Алгоритм:
Возьмём любую вершину V и найдём расстояния до всех других вершин.Возьмём вершину U такую,что d[u] >= d[t] для любого t.Снова найдём расстояние до всех остальных вершин.Самое большое расстояние-диаметр дерева.
Расстояние до остальных вершин удобно искать алгоритмом BFS.
Псевдокод:
bfs(int v) - заполняет массив d[n] расстояниями до всех вершин.
v = u = w = 0;
bfs(v);
for(i = 0; i < n; i++)
if (d[i] > d[u])
u = i;
bfs(u);
for(i = 0; i < n; i++)
if (d[i] > d[w])
w = i;
return d[w];
Обоснование корректности:
Будем пользоваться свойством,что в любом дереве >= 2 висячих вершин(степерь у них = 1)
Докажем вспомогательную лемму:
Искомое расстояние - есть расстояние между двумя листами.
Доказательство: пусть нет, пусть искомое расстояние - есть расстояние между вершина a, b, где b - не является листом.Т.к. b не является листом, то значит её степень > 1 => из неё существует ребро в непосещенную вершину (дважды посетить вершину b мы не можем). Лемма доказана.
Запустив BFS от случайной вершины. Мы получим дерево BFS.
Теорема. В дереве BFS не существует ребер между вершинами из разных поддеревьев некоторого из общего предка.
Доказательство как про дерево DFS.
Мы свели задачу к нахождению вершины v, такой, что сумма глубин поддеревьев максимальна.
Докажем, что одно из искомых поддеревьев содержит самый глубокий лист.
Пусть нет, тогда взяв расстояние от v до глубочайшего листа мы можем улучшить ответ.
Таким образом мы доказали, что нам нужно взять наиглубочайшую вершину t после первого bfs, очевидно что ей в пару надо сапоставить вершину p , что dist(t, p) - max . Очевидно, что проблема решается запуском bfs из t.
Оценка производительности:
Все операции кроме bfs - О(1)
BFS работает линейное время,запускаем мы его 2 раза.Получаем O(V+E)
Алгоритм в этой статье находил диаметр в дереве,при чём очень простым алгоритмом.
Алгоритм:
Возьмём любую вершину V и найдём расстояния до всех других вершин.Возьмём вершину U такую,что d[u] >= d[t] для любого t.Снова найдём расстояние до всех остальных вершин.Самое большое расстояние-диаметр дерева.
Расстояние до остальных вершин удобно искать алгоритмом BFS.
Псевдокод:
bfs(int v) - заполняет массив d[n] расстояниями до всех вершин.
v = u = w = 0;
bfs(v);
for(i = 0; i < n; i++)
if (d[i] > d[u])
u = i;
bfs(u);
for(i = 0; i < n; i++)
if (d[i] > d[w])
w = i;
return d[w];
Обоснование корректности:
Будем пользоваться свойством,что в любом дереве >= 2 висячих вершин(степерь у них = 1)
Докажем вспомогательную лемму:
Искомое расстояние - есть расстояние между двумя листами.
Доказательство: пусть нет, пусть искомое расстояние - есть расстояние между вершина a, b, где b - не является листом.Т.к. b не является листом, то значит её степень > 1 => из неё существует ребро в непосещенную вершину (дважды посетить вершину b мы не можем). Лемма доказана.
Запустив BFS от случайной вершины. Мы получим дерево BFS.
Теорема. В дереве BFS не существует ребер между вершинами из разных поддеревьев некоторого из общего предка.
Доказательство как про дерево DFS.
Мы свели задачу к нахождению вершины v, такой, что сумма глубин поддеревьев максимальна.
Докажем, что одно из искомых поддеревьев содержит самый глубокий лист.
Пусть нет, тогда взяв расстояние от v до глубочайшего листа мы можем улучшить ответ.
Таким образом мы доказали, что нам нужно взять наиглубочайшую вершину t после первого bfs, очевидно что ей в пару надо сапоставить вершину p , что dist(t, p) - max . Очевидно, что проблема решается запуском bfs из t.
Оценка производительности:
Все операции кроме bfs - О(1)
BFS работает линейное время,запускаем мы его 2 раза.Получаем O(V+E)
