Сведение задачи LCA к задаче RMQ — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
м (Препроцессинг)
м (Запрос)
Строка 23: Строка 23:
  
 
=== Запрос ===
 
=== Запрос ===
Будем считать, что <tex>rmq(d,l,r)</tex> возвращает индекс минимального элемента в <tex>d</tex> на отрезке <tex>[l..r]</tex>. Тогда ответом на запрос <tex>lca(u, v)</tex>, где <tex>I[u] \le I[v]</tex>, будет <tex>vtx[rmq(d,I[u], I[v])]</tex>.
+
Будем считать, что <tex>\mathrm{rmq}(d,l,r)</tex> возвращает индекс минимального элемента в <tex>d</tex> на отрезке <tex>[l..r]</tex>. Тогда ответом на запрос <tex>\mathrm{lca}(u, v)</tex>, где <tex>I[u] \le I[v]</tex>, будет <tex>vtx[\mathrm{rmq}(d,I[u], I[v])]</tex>.
  
 
=== Доказательство корректности алгоритма ===
 
=== Доказательство корректности алгоритма ===

Версия 11:45, 4 июня 2015

Задача:
Пусть дано корневое дерево [math]T[/math]. На вход подаются запросы вида [math](u,\;v)[/math], для каждого запроса требуется найти их наименьшего общего предка.


Определение:
Наименьшим общим предком (англ. least common ancestor) двух узлов [math]u[/math] и [math]v[/math] в корневом дереве [math]T[/math] называется узел [math]w[/math], который среди всех узлов, являющихся предками как узла [math]u[/math], так и [math]v[/math], имеет наибольшую глубину.


Алгоритм

Препроцессинг

Для каждой вершины [math]T[/math] определим глубину с помощью следующей рекурсивной формулы:

[math]\mathrm{depth}(u) = \begin{cases} 0 & u = \mathrm{root}(T),\\ \mathrm{depth}(v) + 1 & u = \mathrm{son}(v) \end{cases}.[/math]

Ясно, что глубина вершины элементарным образом поддерживается во время обхода в глубину.

Запустим обход в глубину из корня, который будет вычислять значения следующих величин:

  1. Cписок глубин посещенных вершин [math]d[/math]. Глубина текущей вершины добавляется в конец списка при входе в данную вершину, а также после каждого возвращения из её сына.
  2. Список посещений узлов [math]vtx[/math], строящийся аналогично предыдущему, только добавляется не глубина а сама вершина.
  3. Значение функции [math]I[u][/math], возвращающей любой индекс в списке глубин [math]d[/math], по которому была записана глубина вершины [math]u[/math] (например на момент входа в вершину).

Запрос

Будем считать, что [math]\mathrm{rmq}(d,l,r)[/math] возвращает индекс минимального элемента в [math]d[/math] на отрезке [math][l..r][/math]. Тогда ответом на запрос [math]\mathrm{lca}(u, v)[/math], где [math]I[u] \le I[v][/math], будет [math]vtx[\mathrm{rmq}(d,I[u], I[v])][/math].

Доказательство корректности алгоритма

Теорема:
Наименьшему общему предку вершин [math]u, v[/math] соответствует минимальная глубина на отрезке [math]d[I[u], I[v]][/math].
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]
Рассмотрим два узла [math]u, v[/math] корневого дерева [math]T[/math]. Рассмотрим отрезок [math]d[I[u]..I[v]][/math]. Поскольку этот отрезок — путь из [math]u[/math] в [math]v[/math], он проходит через их наименьшего общего предка [math]w[/math] (в дереве есть только один простой путь между вершинами), а следовательно минимум на отрезке никак не больше глубины [math]w[/math]. Заметим, что в момент добавления [math]I[u][/math] обход посещал поддерево с корнем [math]w[/math]. В момент добавления [math]I[v][/math] мы все еще в поддереве с корнем [math]w[/math]. Значит, и на отрезке между [math]I[u][/math] и [math]I[v][/math] мы находились внутри поддерева с корнем [math]w[/math]. Отсюда сделаем заключение, что на рассматриваемом отрезке не посещалась вершина, отличная от [math]w[/math], с глубиной меньшей либо равной глубины [math]w[/math], т. к. подобной вершины нет в поддереве с корнем [math]w[/math].
[math]\triangleleft[/math]
.

Пример

Рассмотрим дерево на рисунке 1. Найдем наименьшего общего предка вершин, помеченных красным цветом. Список глубин, получающийся в результате обхода в глубину — [math][0, 1, 2, 1, 2, 1, 0, 1, 0].[/math] Глубина наименьшего общего предка красных вершин равна минимуму на отрезке [math][2, 1, 0, 1].[/math]

рис. 1

Сложность

Для нахождения минимального элемента на отрезке можно использовать алгоритм Фарака-Колтона и Бендера для [math]\pm 1RMQ[/math], т. к. соседние элементы в списке глубин отличаются не более чем на единицу. Длина списка глубин составляет [math](2n - 1)[/math], таким образом, препроцессинг работает за [math]O(n)[/math]. Время выполнения запроса равно времени запроса минимального элемента на отрезке — [math]O(1)[/math].

См.также

Ссылки