Алгоритм Тарьяна поиска LCA за О(1) в оффлайне — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
 
(не показано 47 промежуточных версий 3 участников)
Строка 1: Строка 1:
Алгоритм Тарьяна позволяет находить наименьшего общего предка двух вершин в дереве, если все запросы известны заранее (offline).
+
#перенаправление [[Алгоритм Тарьяна поиска LCA за O(1) в оффлайн]]
Каждый запрос к дереву {{---}} это 2 вершины <tex>v</tex>,<tex>u</tex> для которых нужно найти такую вершину <tex>k</tex>, что <tex>k</tex>-предок вершин <tex>v</tex> и <tex>u</tex>, и <tex>k</tex> имеет максимальную глубину из всех таких вершин.
 
Алгоритм позволяет найти ответы для дерева из n вершин и m запросов за время <tex>O (n + m)</tex>, т.е при достаточно большом m, за <tex>O (1)</tex> на запрос.
 
== Алгоритм ==
 
Подвесим наше дерево за любую вершину, и запустим обход в глубину из её.
 
Ответ на каждый запрос мы найдём в течении этого <tex>dfs'a</tex>. Ответ для вершин <tex>v</tex>, <tex>u</tex> находится, когда мы уже посетили вершины <tex>u</tex>, а в <tex>v</tex> обработали всех сыновей и собираемся выйти из неё.
 
 
 
Зафиксируем момент, мы собираемся выйти из вершины <tex>v</tex> (обработали всех сыновей) и хотим узнать ответ для пары <tex>v</tex>, <tex>u</tex>.
 
Тогда заметим что ответ {{---}} это либо вершина <tex>v</tex>, либо какой-то её предок. Значит нам нужно найти предок вершины <tex>v</tex>, который является предком вершины <tex>u</tex> с наибольшей глубиной. Заметим, что при фиксированном <tex>v</tex> каждый из предков вершины <tex>v</tex> порождает некоторый класс вершин <tex>u</tex>, для которых он является ответом (в этом классе содержатся все вершины которые находятся "слева" от этого предка).
 
 
 
На рисунке разные цвета {{---}} разные классы,а белые вершины ещё не просмотренные в <tex>dfs</tex>.
 
 
 
Классы этих вершин {{---}} не пересекаются, а значит мы их можем эффективно обрабатывать с помощью <tex>dsu</tex>.
 
Будем поддерживать массив <tex>ancestor[v]</tex> {{---}} представитель множества в котором содержится вершина <tex>v</tex>.
 
Для каждого класса мы образуем множество, и представителя этого множества.
 
Когда мы приходим в новую вершину <tex>v</tex> мы должны добавить её в новый класс (<tex>ancestor[v] = v</tex>), а когда просмотрим всё поддерево какого-то ребёнка, мы должны объединить это поддерево с нашим классом (операция <tex>union</tex>), и не забыть установить представителя как вершину <tex>v</tex> (в зависимости от реализации это может быть какая-то другая вершина).
 
 
 
Зафиксируем вершины <tex>v</tex>, и выделим путь от корня до этой вершины. Теперь все рёбра "левее" этого пути уже добавлены в <tex>dsu</tex>, все рёбра правее — ещё не обработаны, а все рёбра на пути — обработаны, но в <tex>dsu</tex> ещё не добавлены, так как в <tex>dsu</tex> мы добавляем при выходе.
 
Тогда можно заметить, что любая вершина из обработанных в <tex>dsu</tex> цепляются к какой-то вершине текущего пути, в <tex>dfs</tex>.
 
К самой первой вершине этого пути, до которой мы доберёмся, если будем просто подниматься. Очевидно, это и есть <tex>lca</tex>.
 
 
 
После того как мы обработали всех детей вершины <tex>v</tex>, мы можем ответить на все запросы вида (<tex>v</tex>,<tex>u</tex>) где <tex>u</tex> {{---}} уже посещённая вершина.
 
Нетрудно заметить что ответ для <tex>lca(v, u) = ancestor(find(u))</tex>.Так же можно понять что для каждого запроса это условие(что одна вершина уже посещена, а другую мы обрабатываем) выполнится только один раз.
 
 
 
 
 
[[file:mytree.png|500px|разные цвета {{---}} разные классы, а белые вершины ещё не просмотренные в dfs]]
 
 
 
=== Реализация ===
 
 
 
vector <bool> visited; 
 
vector <int> query[n];
 
 
int dsu_get (int v) {
 
        return v == dsu[v] ? v : dsu[v] = dsu_get (dsu[v]);
 
}           
 
 
unite (int a, int b, int new_ancestor) {
 
        a = dsu_get (a);
 
        b = dsu_get (b);
 
        dsu[a] = b;
 
        ancestor[b] = new_ancestor;
 
}     
 
 
 
dfs(int v) {
 
    visited[v] = true;                     
 
    for (u таких, что (v, u) — ребро в G) 
 
        if (not visited[u])                 
 
            dfs(u);
 
            union(v, u, v);
 
    for (i = 0; i < query[v].size; i++)
 
        if (visited[query[v][i]])
 
            cout << "LCA " << v << " " << u << " = " << ancestor[dsu_get(q[v][i])];
 
}
 
 
 
int main() {
 
    dfs(1); // можно запускать от любой вершины
 
}
 
 
=== Оценка сложности ===
 
Она состоит из нескольких оценок.
 
Во-первых <tex>dfs</tex> работает О (n).
 
Во-вторых, операции по объединению множеств, которые в сумме для всех разумных <tex>n</tex> затрачивают <tex>О (n)</tex> операций.
 
В-третьих, для каждого запроса проверка условия и определение результата, опять же, для всех разумных <tex>n</tex> выполняется за <tex>О (1)</tex>. Итоговая асимптотика получается <tex>O (n + m)</tex>, но при достаточно больших <tex>m</tex> ответ за <tex>O (1)</tex> на один запрос.
 

Текущая версия на 22:33, 31 января 2019