Изменения

'''Алгоритм Турбо-алгоритм Бойера-Мура за линейное время''' (Турбоангл. ''Turbo Boyer-алгоритм)'Moore'' ) является улучшением [[Алгоритм Бойера-Мура|алгоритма Бойера-Мура]]. АлгоритмТурбо-алгоритм, разработанный группой учёных во главе с М.Крочемором , предлагает другой подход к коротким алфавитам и заодно решает вторую проблему — квадратичную сложность в худшем случае. Помимо эвристики стоп-символа и эвристики совпавшего суффикса, применяется третья эвристика — эвристика турбосдвига.

Турбо-алгоритм Бойера-Мура не нуждается в дополнительном препроцессинге и требует только постоянную дополнительную память относительно оригинального алгоритма Бойера-Мура. Он состоит в запоминании сегмента текста, который соответствует суффикс суффиксу шаблона , совпавшему во время последней попытки предыдущего шага алгоритма (и только тогда, когда сдвиг хорошего суффикса был выполнен).

# можно Можно перепрыгнуть через этот сегмент;.# она Она может позволить выполнение 'турбо«турбо-сдвига'сдвига».Турбо - сдвиг может произойти, если мы обнаружим, что суффикс образца, который сходится с текстом, короче, чем тот, который был запомнен ранее.

===Определение турбо-сдвига===Пусть <tex>u</tex> - — запомненный сегмент, а <tex>v</tex> - — cуффикс, совпавший во время текущей попытки, такой что <tex>uzv</tex> - — суффикс <tex>x</tex>. Тогда <tex>av</tex> - — суффикс <tex>x</tex>, два символа <tex>a</tex> и <tex>b</tex> встречаются на расстоянии <tex>p</tex> в тексте, и суффикс <tex>x</tex> длины <tex>|\mathrm{size}(uzv|)</tex> имеет период длины <tex>p</tex>, а значит не может перекрыть оба появления символов <tex>a</tex> и <tex>b</tex> в тексте. Наименьший возможный сдвиг имеет длину <tex>|\mathrm{size}(u| ) - |\mathrm{size}(v|)</tex> ( его мы и называем турбо - сдвигом ).[[Файл:Tbm1.png|600px|center]] Тем не менее, при <tex> \mathrm{size}(u) < \mathrm{size}(v)</tex>, если длина сдвига плохого символа больше, чем длина сдвига хорошего суффикса и длины турбо-сдвига, то длина фактического сдвига должна быть больше или равна <tex> \mathrm{size}(u) + 1</tex>. Действительно, в этом случае два символа <tex>c</tex> и <tex>d</tex> различны, так как мы предположили, что предыдущий сдвиг был сдвигом хороший суффикса. Тогда сдвиг больший, чем турбо-сдвиг, но меньший, чем <tex> \mathrm{size}(u) +1</tex> будет выравнивать <tex>c</tex> и <tex>d</tex> с таким же символом в <tex>v</tex>, в этом случае длина фактического сдвига должна быть по крайней мере равен <tex> \mathrm{size}(u) +1</tex>.[[Файл:Tbm2.png|600px|center]]Нельзя совместить символы <tex>c \neq d</tex> с одним и тем же символом в <tex>v</tex>. ===Описание алгоритма===В [[Алгоритм Бойера-Мура|алгоритм Бойера-Мура]] дополнительно добавится запоминание длины <tex> \mathrm{size}(u)</tex> сегмента текста, который соответствует суффиксу шаблона во время последней попытки, который мы не будем лишний раз рассматривать при сравнении суффиксов двух подстрок, а также запоминании размера сдвига <tex>\mathrm{shift}</tex>, который мы совершили. Вычислять его будем следующим образом:  Пусть <tex>\mathrm{size}(y) = n</tex>, <tex>\mathrm{size}(x)=m</tex> и <tex>\sigma</tex> {{---}} размер алфавита. * Если текущем шаге у нас подстрока совпала с шаблоном <tex>x</tex>, то <tex>\mathrm{shift} = bmGs[0]</tex> (<tex>bmGs[0]</tex> равен периоду шаблона <tex>x</tex>), <tex> \mathrm{size}(u) = m - \mathrm{shift}</tex>.* Иначе возможны два случая:** Если сдвиг хорошего суффикса не меньше турбо-сдвига и сдвига плохого символа, тогда <tex> \mathrm{shift} = bmGs[j+1]</tex>, <tex>\mathrm{size}(u) = \min(m - \mathrm{shift}, \mathrm{size}(v))</tex>, где <tex>v</tex> {{---}} текущая подстрока.** В противном случае, <tex> \mathrm{size}(u) = 0</tex>, <tex>\mathrm{shift} = \max( \mathrm{turboShift}, \mathrm{bCShift})</tex>, где <tex> \mathrm{turboShift}</tex> {{---}} длина турбо-сдвига, <tex> \mathrm{bCShift}</tex> {{---}} длина сдвига плохого символа. Если турбо-сдвиг меньше сдвига плохого символа, то <tex> \mathrm{shift}</tex> должен быть не больше <tex>\mathrm{size}(u_0) + 1</tex>, где <tex>u_0</tex> {{---}} сегмент текста, рассматриваемый на прошлом шаге.

Стадия препроцессинга совпадает со стадией препроцессинга в [[Алгоритм Бойера-Мура|алгоритме Бойера-Мура]]. В , функция вычислений сдвигов плохих символов и функция вычисления хороших суффиксов не меняются, меняется только сам алгоритм , в него добавляется обработка турбо-сдвигов. <font color=green>//x {{---}} шаблон, y {{---}} текст, m {{---}} длина шаблона, n {{---}} длина текста</font> '''function''' TBM(x: '''char'''[m] x, y: '''char'''[n] y, '''int''' n, '''int''' m) '''int''' n = length(y) : '''List<int>''' m = length(x)

OUTPUTanswer.add(i) shift = bm_gsbmGs[0]

'''int''' turbo_shift turboShift = u - v '''int''' bc_shift bCShift = bm_bcbmBc[y[i + j]] - m + j + 1 shift = MAXmax(turbo_shiftturboShift, bc_shift) shift = MAX(shiftbCShift, bm_gsbmGs[j + 1]) '''if''' (shift == bm_gsbmGs[j + 1]) u = MINmin((m - shift), v)

'''if''' (turbo_shift turboShift < bc_shiftbcShift) shift = MAXmin(shift, (u + 1))

* {{Утверждение|statement= Фаза препроцессинга требует <tex>O(m + \sigma)</tex> времени и памяти, где <tex>\sigma</tex> {{---}} размер алфавита. * |proof= Стадия препроцессинга совпадает со стадией препроцессинга в [[Алгоритм Бойера-Мура|алгоритме Бойера-Мура]]<ref>В этом конспекте приведена реализация за <tex>O(n^2)</tex> и неконстантную память, реализацию за <tex>O(n)</tex> и константную память можно посмотреть вот [http://www-igm.univ-mlv.fr/~lecroq/string/node14.html#SECTION00140 тут] </ref>, поэтому рассмотрим только стадию поиска.}}{{Утверждение|statement= Фаза поиска требует <tex>O(n)</tex> времени, где <tex>n</tex> {{---}} длина строки, в которой выполняется поиск.* }}{{Утверждение|statement= В худшем случае поиск требует <tex>O(2n)</tex> сравнений.|proof= Так как мы запоминаем последний просмотренный сегмент текста, совпадающий с суффиксом шаблона, это позволяет нам пропускать его при нахождении очередного (нам незачем второй раз просматривать сегмент, про который известно, что он совпадает), что уменьшет число сравнений и хождений по строке. Докажем, что число сравнений после такой оптимизаций будет <tex>O(2n)</tex>. Разобьём поиск на шаги, каждый из которых будет состоять из двух операций: сканирования и сдвига. На шаге <tex>k</tex> мы будем называть <tex>suf_k</tex> длину суффикса шаблона, что совпадает с текстом, перед суффиксом шаблона будет символ, который не совпадает с соответствующим символом в тексте (в случае когда <tex>suf_k</tex> не соответствует длине шаблона). Мы также будем называть <tex>shift_k</tex> длину сдвига, сделанного на шаге <tex>k</tex>. Рассмотрим три типа шагов в зависимости от характера сканирования и сдвига. Мы говорим, что сдвиг на шаге <tex>k</tex> короткий, если <tex>2shift_k < suf_k + 1</tex>. Тогда эти три типа будут: # Шаг с последующим шагом с прыжком.# Шаг с длинным сдвигом, без последующего шага с прыжком.# Шаг с коротким сдвигом, без последующего шага с прыжком.Идея доказательства состоит в [[Амортизационный_анализ|амортизации]] стоимости сравнения со сдвигами. Определим стоимость шага <tex>cost_k</tex> следующим образом:* Если шаг <tex>k</tex> имеет тип (1), <tex>cost_k = 1</tex>.* Если шаг <tex>k</tex> имеет тип (2) или (3), стоимость <tex>cost_k = suf_k + 1</tex>. Общее количество сравнений, выполняемых алгоритмом {{---}} сумма стоимостей шагов. Мы хотим доказать, что <tex> \sum cost < 2 \sum shifts</tex>. Во второй <tex> \sum </tex> длину последнего сдвига заменим <tex>m</tex>.В случае шага типа (1), стоимость соответствует единственному сравнению несовпадающих символов. Другие сравнения, проведенные в течение того же шага, являютсястоимостью последующих шагов. Рассмотрим каждый тип шага:# <tex>cost_k = 1</tex> очевидным образом меньше, чем <tex>2shift_k</tex>, так как <tex>shift_k > 0</tex>.# <tex>cost_k = suf_k + 1 \leqslant 2 shift_k</tex>, по определению длинных сдвигов.# Так как в этой ситуации мы имеем <tex>shift_k < suf_k</tex>, единственный возможный вариант, это когда обычный сдвиг применяется на шаге <tex>k</tex>. Тогда мы должны это запомнить. На следующем шаге, <tex>k + 1</tex>, мы что-то запомнили, что приводит к возможному турбо-сдвигу. Ситуация на шаге <tex>k + 1</tex> {{---}} основная ситуация, когда турбо-сдвиг возможен. Прежде чем продолжить доказательство, мы сначала рассмотрим два случая и установим неравенства (по стоимости шага <tex>k</tex>), которые используем позже.#* Случай (а): <tex>suf_k + shift_k \leqslant |p|</tex>. По определению турбо-сдвига, мы имеем <tex>suf_k - suf_{k+1} < shift_{k + 1}</tex>. Таким образом, <tex>cost_k = sufk + 1 \leqslant suf_{k+1} + shift_{k+1} + 1 \leqslant shift_k + shift_{k + 1}</tex>.#* Случай (б): <tex>suf_k + shift_k > |p|</tex>. По определению турбо-сдвига, мы имеем <tex>suf_{k+1} + shift_k + shift_{k + 1} \geqslant m</tex>. Тогда <tex>cost_k \leqslant m \leqslant 2shift_k - 1 + shift_{k + 1}</tex>.: Можно считать, что на шаге <tex>k + 1</tex> случай (б) имеет место, потому что это дает нам верхнюю границу <tex>cost_k</tex> (это верно, если <tex>shift_k \cdot geqslant 2</tex>, случай <tex>shift_k = 1</tex> можно обрабатывать напрямую). Если шаг <tex>k + 1</tex> типа (1), то <tex>cost_{k + 1} = 1</tex>, а затем <tex>cost_k + cost_{k+1} \leqslant 2shift_k + shift_{k+1}</tex>, что даже лучше, чем ожидалось. Если на шаге <tex>k + 1</tex> мы имеем <tex>suf_{k + 1} \leqslant shift_{k + 1}</tex>, то мы получим то, что ожидалось: <tex>cost_k + cost_{k + 1} \leqslant 2shift_k + 2shift_{k + 1}</tex>. Последняя ситуация для рассмотрения, когда на шаге <tex>k + 1</tex> мы имеем <tex>suf_{k + 1} > shift_{k + 1}</tex>. Это означает, что, как уже упоминалось ранее, обычный сдвиг применяется на шаге <tex>k + 1</tex>. Таким образом, приведенный выше анализ также применяется на шаге <tex>k + 1</tex>, и, так как только случай (а) может произойти, мы получаем <tex>cost_{k + 1} \leqslant shift_{k + 1} + shift_{k + 2}</tex>. Мы, наконец, получаем <tex>cost_k + cost_{k + 1} \leqslant 2shift_k + 2shift_{k + 1} + shift_{k + 2}</tex>. Покажем правильность шагов по индукции: если все шаги <tex>k</tex> до <tex>k + j</tex> таковы, что <tex>suf_k > shift_k,... , suf_{k + j} > shift_{k + j}</tex>, то <tex>cost_k + ... + cost_{k + j} \leqslant 2shift_k + ... + 2shift_{k + j} + shift_{k + j + 1}</tex>. <br />Пусть <tex>k'</tex> первый этап после этапа <tex>k</tex> такой, что <tex>suf_{k'} \leqslant shift_{k'}</tex>. Целое число <tex>k'</tex> существует потому, что иначе получим бесконечную последовательность сдвигов с уменьшающейся длиной. После этого мы получим <tex>cost_k + ... + cost_{k'} \leqslant 2shift_k + ... + 2shift_{k'}</tex>. Это показывает нам, что <tex> \sum cost_k \leqslant 2 \sum shift_k</tex>, что и требовалось.}} ==Пример работы==Пусть нам дана строка <tex>y = GCATCGCAGAGAGTATACAGTACG</tex> и образец <tex>x=GCAGAGAG</tex>. Построим массив <tex>bmBc</tex>: [[Файл:RaitaPre.png|250px]] Рассмотрим шаги алгоритма: {| class = "wikitable"! Изображение !! <tex>(j, bmBc[y[j]])</tex> !! Описание|-align="center"|[[Файл:Raita1.png|550px]]|<tex>(7, 1)</tex>|Сравниваем последние символы, они неравны, поэтому сдвигаемся на <tex>bmGs[7] = bmBc[A]-8+8 = 1</tex>.|-align="center"|[[Файл:Tbme2.PNG|550px]]|<tex>(8, 2)</tex>|Последние два символа совпали, сдвигаемся на <tex>bmGs[5] = bmBc[C] - 8 + 6 = 4</tex>.|-align="center"|[[Файл:Tbme3.PNG|550px]]|<tex>(12, 2)</tex>|Все символы совпали, Продолжим работу (для примера, в обычном варианте на этом этапе мы можем выйти, если требуется найти только одно вхождение) и сдвинемся на <tex>bmGs[0] = 7</tex>. |-align="center"|[[Файл:Tbme4.PNG|550px]]|<tex>(19, 2)</tex>|Последние два символа совпали, сдвигаемся на <tex>bmGs[5] = bmBc[C] - 8 + 6 = 4</tex>.|-align="center"|[[Файл:Tbme5.PNG|550px]]|<tex>(23, 1)</tex>|Последние символы совпали, сравниваем предпоследние, сдвигаемся. Строка закончилась, выходим. |-|} В итоге, чтобы найти одно вхождение образца длиной <tex>m = 8</tex> в образце длиной <tex>n)= 24</tex> нам понадобилось <tex>15</tex> сравненийсимволов.

 ==СсылкиПримечания== <references /> ==Источники информации==