Presentazione di PowerPoint

Unione per ranghi compressi
Lezione n°17
Prof.ssa Rossella Petreschi
Lezione del 12 /1/ 2012 del
Corso di Algoritmi e Strutture Dati
Riferimenti:
capitolo 9 del testo C.Demetrescu, I.Finocchi, G.F.Italiano “Algoritmi e
strutture dati” Edizioni: McGraw-Hill
capitolo 22 del testo T.H.Cormen, C.E.Leiserson, R.R.Rivest “Introduzione
agli Algoritmi” Edizioni: Jackson Libri
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Sei differenti algoritmi
3 differenti euristiche di compressione
1. Path compression: rende tutti i nodi figli della radice
2. Path splitting: aggancia ogni nodo al proprio nonno
3. Path halving: aggancia solo i nodi di indice pari al proprio nonno
combinate con 2 differenti metodi di unione
a. Union by rank
b. Union by size
forniscono 6 differenti algoritmi: 1a, 1b, 2a, 2b, 3a, 3b
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Analisi dell’algoritmo 1a
(Unione per ranghi compressi)
Con l’algoritmo 1a, una qualunque sequenza di n operazioni makeset, m
operazioni find e al più (n-1) operazioni union può essere realizzata in
tempo O(m+nlogn)
L’asserto verrà provato in modo ammortizzato assegnando un numero di crediti di (1+logn), 1 e 2
ad
ogni operazione di makeset,union e find, rispettivamente, da cui:
n(1+logn)+ (n-1) + 2m = O (m + nlogn).
Si deve mostrare che il numero di crediti assegnato è sufficiente per pagare il lavoro richiesto dalle
singole operazioni: sia il cammino, che supponiamo di l nodi, visitato dalla find; i costi per la
visita della radice e del figlio della radice vengono pagati con i 2 crediti assegnati alla find, mentre
i
costi relativi ad ogni altro nodo x di p vengono pagati con i crediti che makeset immagazzina in x.
Resta da vedere se logn crediti di immagazzinamento siano sufficienti.
Notare che a causa della compressione dei cammini, ora rank non fornisce esattamente l’altezza,
ma una sua delimitazione superiore. ASD-A.A.2011/2012
logn crediti di immagazzinamento sono sufficienti.
Una find richiede l’utilizzo di un credito immagazzinato in x quando
•
x non è né radice, né figlio della radice;
•
x sta acquistando come padre una nuova radice (path compression)
che avrà rank strettamente maggiore del vecchio padre di x (rank su
un cammino è una funzione monotona crescente)
Poiché rank ≤ logn, le operazioni di find non potranno richiedere a x di
utilizzare più di logn crediti
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A proposito del rank
1. rank = 0
per ogni nuovo nodo creato da una operazione di makeset
2.
rank = rank + 1
dopo una union di due insiemi con radici dello stesso rank
e fintantoche x è radice
3.
rank(x) rimane invariato non appena x cessa di essere radice
4. rank(x)≤ rank(p(x))≤ logn e #nodi in T(x)=size(x) ≥ 2rank(x)
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Quanti nodi hanno rank pari ad r?
Lemma: Durante l’esecuzione di una sequenza di makeset, union e find al più
n/2r nodi possono avere rank uguale ad r
Per la proprietà 2), quando si assegna rank(x) = r vuol dire che è stata appena
effettuata una operazione di union ed x è diventata radice di un qualche albero
con almeno 2r nodi (proprietà 4). Conseguentemente almeno 2r nodi saranno
etichettati x(r). Se x non sarà più radice, finirà in un albero di rank almeno r+1
(proprietà 2)
Visto che ci sono in totale n nodi ne segue che non sarà mai possibile avere più
di n/ 2r nodi di rank r
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log*n e F(i)
log*n = min i (log(i)n )≤1
log(1)n = logn e …. log(i)n = log(log(i-1)n )= loglog….logn (i volte)
F (i) = 2F(i-1) se i ≥ 1; F(0) = 1
F(0) = 1
F(1) = 2
F(2) = 4
F(3) = 16
F(4) = 65536
F(5) = 265536
log*x = 0
log*x = 1
log*x = 2
log*x = 3
log*x = 4
log*x = 5
0<x≤1
1<x≤2
2<x≤4
4 < x ≤ 16
16 < x ≤ 65536
65536 < x ≤ 265536
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Partizionamento dei nodi in blocchi
Come conseguenza del Lemma appena visto possiamo partizionare i nodi in blocchi nel
seguente modo: se un nodo v ha rank r, allora appartiene al blocco B(log*r).
Poichè rank ≤ logn, allora #blocchi ≤ log*(logn), da cui:
B(0) contiene nodi di rank in [0,1], ovvero [0,F(0)]
B(1) contiene nodi di rank in [2,2], ovvero [F(0) +1, F(1)]
B(2) contiene nodi di rank in [3,4], ovvero [F(1) +1, F(2)]
…………………………………
B(i) contiene nodi di rank in [F(i-1) +1, F(i)]
………………………
B(log*n-1) contiene nodi di rank in [F(log*n -2) +1, F(log*n-1)]
In ogni blocco ci saranno al più un numero di rank diversi ≤ F(i) - F(i-1) ≤ F(i)
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Tempo O((n+m)log*n)
Raffiniamo l’assegnazione dei crediti: (1+log*n), 1 e (1+log*n), ad ogni
operazione di makeset, union e find, rispettivamente,da cui:
n(1+log*n) + (n-1) + m(1+log*n) = O((n+m) log*n)
Come nella prova precedente, sia il cammino visitato dalla find (il cammino
si suppone di l nodi). I crediti assegnati alla find servono questa volta per
pagare i costi per la visita della radice, del figlio della radice e di tutti i nodi in
 che non sono nello stesso blocco del loro padre. I costi relativi ad ogni altro
nodo x di  (ovvero ad ogni altro nodo nello stesso blocco del padre) vengono
pagati con i crediti che makeset immagazzina in x.
Resta da vedere che i crediti così assegnati siano sufficienti.
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I crediti assegnati alla find sono sufficienti
Poichè ci sono log*n blocchi distinti, per ogni find ci sono al più
log*n-1 nodi in un blocco diverso da quello del loro padre.
Quindi i crediti assegnati alla find sono sufficienti per soddisfare la
richiesta di log*n-1+2= log*n+1 nodi.
ASD a.a.2010/2011- Lezione 18
I crediti assegnati alla makeset sono sufficienti
Il numero di crediti immagazzinato dalle n operazioni makeset è sufficiente
perché si ha che:
1.
ogni nodo nel blocco richiede al più F(i) crediti;
2.
ci sono al più n/F(i) nodi nel blocco B(i) per 0 ≤ i ≤ log*n -1.
Prova di 1.
Ogni nodo in un generico blocco B(i) può chiedere al più F(i) crediti, dato che
ogni volta che richiederà un credito il rank di suo padre dovrà aumentare e nel
blocco B(i) ci sono al più F(i) - F(i-1) ≤ F(i) valori diversi del rank
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ci sono al più n/F(i) nodi nel blocco B(i)
Prova di 2.
(n/2r) per (F(i-1) +1 ≤ r ≤ F(i))
= (n/2r) per 0 ≤ r ≤ F(i)) - (n/2r) per 0 ≤ r ≤ F(i-1) +1 )=
= n(1/2) F(i) +1 -1 / (1/2-1) - n(1/2) F(i-1) +2-1 / (1/2-1)≤
≤ n (1/2) F(i-1) +1 - (1/2) F(i) +1  / 1/2 
≤ n (1/2) F(i-1) +1  / 1/2 
≤ n /2F(i-1)
= n /F(i)
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Il risultato migliore
Una qualunque sequenza di n operazioni makeset, m operazioni find e al più
(n-1) operazioni union può essere realizzata in tempo O(n+m(m+n,n)
funzione di Ackermann
A(1,j) = 2j j≥1
A(i,1) = A(i-1,2) per i≥2
A(i,j) = A(i-1, A(i,j-1) per i,j≥2
funzione inversa della funzione di Ackermann
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