Изменения

[[Файл:ListABCD.jpg|250px|thumb|right|Для такого списка команда операция <tex>\mathrm{order(D,B)}</tex> выдаст <tex>\mathrm{false}</tex>.]]'''List order maintance''' (рус. <i>поддержка поддержание порядка в списке</i>) {{---}} проблема поддержки поддержания списка со следующими операциями:

* <tex>\mathrm{order(p, q)}</tex> {{---}} командаоперация, возвращающая <tex>\mathrm{true}</tex> , если <tex>p</tex> в списке находится до <tex>q</tex> и <tex>\mathrm{false}</tex> иначе.

Существует реализация такой структуры, где <tex>\mathrm{order(p, q)}</tex> выполняется за истинную<tex>O(1)</tex>, а команды операции добавления и удаления за амортизационную <tex>O(1)</tex>.Проблема поддержки поддержания порядка в списке возникает, к примеру, при реализации [[Персистентные структуры данных|полностью персистентного дерева поиска]].

Все операции , кроме <tex>\mathrm{order(p,q)}</tex> , за <tex>O(1)</tex> может выполнить обычный [[Список|двусвязный список]], но с его помощью невозможно получить информацию о порядке объектов. Чтобы реализовать эту операцию, Для реализации этой операции каждому узлу будет сопоставлено можно сопоставить некоторое число так, чтобы все числа строго возрастали от начала к концу списка. Таким образом, эти числа, которые в дальнейшим будут называться <b>метками</b>, задают порядок на элементах списка.

Ответить на запрос <tex>\mathrm{order(p,q)}</tex> можно за <tex>O(1)</tex>, просто сравнив метки <tex>p</tex> и <tex>q</tex>. Добавление меток никак не влияет на реализацию операции <tex>\mathrm{remove(p)}</tex>. Однако реализацию <tex>\mathrm{insert(p,q)}</tex> потребуется изменить: при добавлении нового элемента <tex>q</tex> после узла <tex>p</tex>, узлу <tex>q</tex> необходимо присвоить метку, которая строго больше предыдущего элемента и строго меньше следующего. Исходя из предположения, что метки имеют конечную длину, в В какой-то момент возникнет ситуация, что новой метки не найдётся, тогда метки будут перераспределены можно перераспределить среди элементов списка так, что чтобы для узла <tex>q</tex> хватит меткинашлась метка. Далее будет рассмотрен алгоритм, который позволяет эффективно реализовать эту идею.

Метки будут храниться в виде чисел в двоичной системе счисления. Требуется выбрать такую длину для меток, чтобы перераспределения не случались слишком часто. Если <tex>u</tex> {{---}} длина каждой метки, то для начала пусть <tex>u:\dfrac{n}{2}<2^u \leqslant 2n</tex>, где <tex>n</tex> {{---}} количество элементов в списке. Если после добавления или удаления элементов какому-то элементу не хватит метки, увеличим <tex>u</tex> перестанет удовлетворять неравенству, на <tex>1</tex> и пересчитаем все метки заново, распределив их равномерно. Заметим, что сразу после перераспределения меток, в среднем, между каждыми двумя элементами списка будет только одна свободная метка, так как при переходе к новому <tex>u</tex> количество меток будет примерно в два раза больше количества элементов списка. Если же после удаления элемента из списка <tex>2^u</tex> станет в <tex>4</tex> раза больше <tex>n</tex>, уменьшим <tex>u</tex> на <tex>1</tex>. Пересчет меток занимает амортизационно <tex>O(1)</tex> по аналогии с [[Динамический массив | саморасширяющимся массивом]]. Однако очевидно, что в таком случае операция добавления за <tex>O(1)</tex> работать не будет, так как, если потребуется добавить между двумя элементами списка больше одного элемента, то новым элементам меток не хватит, и придется провести лишнее перераспределение меток, которое будет рассмотрено ниже. Позже, в доказательстве времени работы, значение <tex>u</tex> будет несколько уточнено.

Все метки будут храниться в [[Сверхбыстрый цифровой бор | цифровом боре]] высоты <tex>u</tex> (там представлены не только используемые метки, а вообще все возможные заданной длины). Введем некоторые обозначения:* <tex>\mathrm{weight(x)}</tex> {{---}} количество помеченных (используемых) листьев (меток) в поддереве узла <tex>x</tex>;* <tex>\mathrm{size(x)}</tex> {{---}} количество всех листьев в поддереве <tex>x</tex>;* <tex>\mathrm{height(x)}</tex> {{---}} высота узла <tex>x</tex> в цифровом боре. Также в каждом узле дополнительно будет храниться:* <b>в листьях</b> {{---}} используется ли уже эта метка;

* <b>в нелистовых узлах</b> {{---}} является ли узел переполненным.

<b>Переполненным является </b> назовем узел, для которого для любой выбранного <tex>\alpha</tex> (<tex>1<\alpha<2</tex> ) выполнено <tex>\dfrac{\mathrm{weight(x)}}{\mathrm{size(x)}}>\dfrac{1}{\alpha^{\mathrm{height(x)}}}</tex>, где <tex>\mathrm{weight(x)}</tex> {{---}} это количество помеченных (используемых) листьев (меток) в поддереве узла <tex>x</tex>, а <tex>\mathrm{size(x)}</tex> {{---}} это количество всех листьев в поддереве <tex>x</tex>. В листьях мы не храним хранится наличие переполненности, так как все листья всегда непереполненыв листьях не может быть переполнения. В крайнем случаедля листа: <tex> \dfrac{\mathrm{weight(leavex)}}{\mathrm{size(leavex)}} = 1 \ngtr 1 = \dfrac{1}{\alpha^{\mathrm{height(x)}0}} = \dfrac{1}{\alpha^{0\mathrm{height(x)}}}</tex>.

Перераспределение меток потребуется выполнить в случае, когда для нового элемента нет не будет свободной метки. Ниже будет описан способ выполнения перераспределения меток: как только Пусть требуется вставить элемент выполнить операцию <tex>\mathrm{insert(p, q)}</tex>, которому не хватает меткино метка, следующая за меткой <tex>q</tex> уже присвоена элементу <tex>z</tex>. Тогда будем подниматься вверх от метки элемента, следующего за <tex>qz</tex>до тех пор, пока не будет найден первый непереполненный узел. Может случиться такое, что на всем пути до корня не встретится ни одного непереполненного узла. Чтобы этого избежать, уточним границы <tex>u</tex> будут уточнены позже. Как только будет найден первый непереполненный узел, переназначим метки в его поддереве этого узла так, чтобы они находились друг от друга на одинаковых расстояниях (места точно хватит, так как <tex>\dfrac{\mathrm{weight(x)}}{\mathrm{size(x)}}\leqslant\dfrac{1}{\alpha^{\mathrm{height(x)}}}</tex>, если узел непереполненный). После этого между занятыми метками будет не меньше <tex>\alpha^{\mathrm{height(x)}}</tex> свободных меток.

Ниже будут рассмотрены операции добавления более подробно, чтобы оценитьРассмотрим, как часто происходит перераспределение меток: * Если в поддереве узла было проведено перераспределение меток, то повторное перераспределение меток в поддереве узла <tex>x</tex> потребуется, когда сын этого узла снова переполнится. Если <tex>y</tex> {{---}} сын <tex>x</tex>, то он переполнится, когда <tex>\dfrac{\mathrm{weight(y)}}{\mathrm{size(y)}}>\dfrac{1}{\alpha^{\mathrm{height(x) - 1}}}</tex>. Чтобы это произошло, требуется, чтобы было сделано еще добавлений: <center><tex>\mathrm{size(y)} \cdot (\dfrac{1}{\alpha^{\mathrm{height(x) - 1}}} - \dfrac{1}{\alpha^{\mathrm{height(x)}}}) = \mathrm{size(y)} \cdot \dfrac{\alpha - 1}{\alpha^{\mathrm{height(x)}}}</tex>;</center>  * С другой стороны, следующее перераспределение меток произойдет, когда <tex>\mathrm{weight(x)}</tex> станет больше

* Если в поддереве узла было проведено перераспределение меток, то повторное перераспределение меток в поддереве узла <tex>x</tex> потребуется, когда сын этого узла снова переполнится. Если <tex>y</tex> {{---}} сын <tex>x</texcenter>, то он переполнится, когда <tex>\dfrac{\mathrm{weight(y)}}{\mathrm{size(y)}}>\dfrac{1}{\alpha^{\mathrm{height(x) - 1}}}</tex>. Чтобы это произошло, требуется, чтобы было сделано еще <tex>\mathrm{size(y)} \cdot (\dfrac{1}{\alpha^{\mathrm{height(x) - 1}}} - = \dfrac{1}{\alpha^{\mathrm{height(x)}}}) = 2\mathrm{size(y)} \cdot \dfrac{\alpha - 1}{\alpha^{\mathrm{height(x)}}}</tex> добавлений;.</center>

Получается, что за <tex>\dfrac{2\mathrm{size(y)}}{\alpha^{\mathrm{height(x)}}} </tex> операций перераспределения меток требуется сделать <tex>\mathrm{size(y)} \cdot \dfrac{\alpha - 1}{\alpha^{\mathrm{height(x)}}}</tex> операций добавления. Из этого следуетИспользуя [[Амортизационный анализ | метод предоплаты]], видим, что, если за каждую операцию добавления брать <tex>\dfrac{2}{\alpha-1}</tex> монет, то за добавления накопится достаточное количество монет, чтобы расплатиться за следующую операцию перераспределения в узле <tex>x</tex>.

Однако таким образом требуется платить за каждый уровень, а количество уровней (бит) равно <tex>u</tex>. Тогда амортизированная стоимость добавления составляет <tex>O(u)</tex>.

Далее будут уточнены Для того, чтобы на пути к корню точно встретился непереполненный узел, требуется уточнить границы <tex>u</tex>, чтобы корень никогда не переполнялся: <tex>\dfrac{\mathrm{weight(root)}}{\mathrm{size(root)}} < \dfrac{1}{\alpha^{\mathrm{height(root)}}} \Rightarrow \dfrac{n}{2^u} < \dfrac{1}{\alpha ^u} \Rightarrow u \geqslant \log_{\frac{ 2}{\alpha}} n</tex>. Тогда операция добавления работает за <tex>O(\log n)</tex>.

Предыдущий алгоритм работает за логарифм из-за того, что слишком часто приходится делать перераспределение метокперераспределять метки. Используем <tex>\mathrm{y}{-}\mathrm{fast}{-}\mathrm{trie}</tex> (модифицированный цифровой бор), чтобы улучшить время работы операции добавления до <tex>O(1)</tex>.

* <b>локальные метки</b> внутри каждого блока будут присвоены каждому элементу от <tex>0</tex> до <tex>2^{2u-1}</tex> будут жадноприсвоены. Стоит заметить, что внутри блока никогда не будет проблемы, что кому-то не хватит метки или придется сделать перераспределение меток, так как, если каждый раз в качестве метки брать среднее значение, то для того, чтобы был конфликт из-за меток, нужно больше, чем <tex>2u</tex> ключей (противоречит условию);

Внутри блоков присваиваются ключи за <tex>O(1)</tex>, а, аналогичный приведенному выше анализ показывает, что, чтобы потребовалось перераспределение к перераспределению глобальных меток, требуется приводит<tex>\Omega(u)</tex> изменений локальных меток. За эти изменения будет накоплено <tex>O(u)</tex> монет для изменения глобальных меток, тогда операция добавления работает за константное время.

Из-за того, что Выбор <tex>u\alpha</tex> зависит от выбранной сильно влияет на реализацию структуры, так как <tex>\alphau</tex>, зависит от выбранной <tex>\alpha</tex> сильно влияет на реализацию. Увеличивая С увеличением <tex>\alpha</tex>, уменьшается стоимость операции добавления (количество монет, которые надо брать: <tex>\dfrac{2}{\alpha-1}</tex>), но увеличивается <tex>u</tex>, значит, требуется больше памяти, а, уменьшая <tex>\alpha</tex>, возникает получаем выигрыш в памяти, но проигрыш во времени операции добавления. Так как для реализации структуры используется <tex>\mathrm{y}{-}\mathrm{fast}{-}\mathrm{trie}</tex>, требуется <tex>O(n)</tex> памяти.