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Algoritmi e Strutture Dati

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Presentazione sul tema: "Algoritmi e Strutture Dati"— Transcript della presentazione:

1 Algoritmi e Strutture Dati
Capitolo 12: Divide-et-impera Alberto Montresor Università di Trento This work is licensed under the Creative Commons Attribution-NonCommercial-ShareAlike License. To view a copy of this license, visit or send a letter to Creative Commons, 543 Howard Street, 5th Floor, San Francisco, California, 94105, USA. © Alberto Montresor

2 Ambito: problemi di decisione, ricerca Programmazione dinamica
Tecniche Divide-et-impera Un problema viene suddiviso in sotto-problemi indipendenti, che vengono risolti ricorsivamente (top-down) Ambito: problemi di decisione, ricerca Programmazione dinamica La soluzione viene costruita (bottom-up) a partire da un insieme di sotto-problemi potenzialmente ripetuti Ambito: problemi di ottimizzazione Memoization (o annotazione) Versione top-down della programmazione dinamica © Alberto Montresor

3 Approccio “ingordo”: si fa sempre la scelta localmente ottima
Tecniche Tecnica greedy Approccio “ingordo”: si fa sempre la scelta localmente ottima Backtrack Procediamo per “tentativi”, tornando ogni tanto sui nostri passi Ricerca locale La soluzione ottima viene trovata “migliorando” via via soluzioni esistenti Algoritmi probablistici Meglio scegliere con giudizio (ma in maniera costosa) o scegliere a caso (“gratuitamente”) © Alberto Montresor

4 Impera: Risolvi i sotto-problemi ricorsivamente
Divide-et-impera Tre fasi: Divide: Dividi il problema in sotto-problemi più piccoli e indipendenti Impera: Risolvi i sotto-problemi ricorsivamente Combina: “unisci” le soluzioni dei sottoproblemi Non esiste una ricetta “unica” per divide-et-impera: Quick Sort: “divide” complesso, niente fase di “combina” Merge Sort: “divide” banale, “combina” complesso E' necessario uno sforzo creativo © Alberto Montresor

5 n dischi di dimensioni diverse
Le torri di Hanoi Gioco matematico tre pioli n dischi di dimensioni diverse Inizialmente, tutti i dischi sono impilati in ordine decrescente (più piccolo in alto) nel piolo di sinistra Scopo del gioco Impilare in ordine decrescente i dischi sul piolo di destra Senza mai impilare un disco più grande su uno più piccolo Muovendo al massimo un disco alla volta Utilizzando il piolo centrale come appoggio © Alberto Montresor

6 Le torri di Hanoi – Soluzione basata su divide-et-impera
n-1 dischi da origine a intermedio 1 disco da origine a destinazione n-1 dischi da intermedio a destinazione © Alberto Montresor

7 Le torri di Hanoi – Soluzione basata su divide-et-impera
Costo computazionale: T(n) = 2T(n-1)+1 Domanda: Come risolvere questa ricorrenza? Nota: La soluzione è ottima (si può dimostrare) © Alberto Montresor

8 Algoritmo di ordinamento Basato su divide-et-impera
Quick Sort Algoritmo di ordinamento Basato su divide-et-impera Caso medio: O(n log n), caso pessimo O(n2) Caso medio vs caso pessimo Il fattore costante di Quick Sort è migliore di Merge Sort E' possibile utilizzare tecniche “euristiche” per evitare il caso pessimo Quindi spesso è preferito ad altri algoritmi Ulteriori dettagli R. Sedgewick, “Implementing Quicksort Programs” Communications of the ACM, 21(10): , 1978 © Alberto Montresor

9 A[j] prende il nome di perno
Quick Sort Input: Array A[1..n], indici primo,ultimo tali che 1 ≤ primo ≤ ultimo ≤ n Divide-et-impera Divide: partiziona l'array A[primo..ultimo] in due sottovettori A[primo..j-1] e A[j+1..ultimo] (eventualmente vuoti) in modo che: A[j] prende il nome di perno Impera: ordina i due sottovettori A[primo..j-1] e A[j+1..ultimo] richiamando ricorsivamente Quick Sort Combina: non fa nulla; i due sottovettori ordinati e l'elemento A[j] sono già ordinati © Alberto Montresor

10 Quick Sort: Codice © Alberto Montresor

11 Quick Sort: Esempio di funzionamento Partition
20 14 28 29 15 27 12 30 21 25 13 A[i] ≥ x j i 20 14 28 29 15 27 12 30 21 25 13 A[i] < x: j ← j+1, A[i] ↔A[j] j i 20 14 28 29 15 27 12 30 21 25 13 A[i] ≥ x j i 20 14 28 29 15 27 12 30 21 25 13 A[i] ≥ x j i 20 14 28 29 15 27 12 30 21 25 13 A[i] < x: j ← j+1, A[i] ↔A[j] j i 20 14 15 29 28 27 12 30 21 25 13 A[i] ≥ x j © Alberto Montresor

12 Quick Sort: Esempio di funzionamento Partition
20 14 15 29 28 27 12 30 21 25 13 A[i] < x: j ← j+1, A[i] ↔A[j] j i 20 14 15 12 28 27 29 30 21 25 13 A[i] ≥ x j i 20 14 15 12 28 27 29 30 21 25 13 A[i] ≥ x j i 20 14 15 12 28 27 29 30 21 25 13 A[i] ≥ x j i 20 14 15 12 28 27 29 30 21 25 13 A[i] < x: j ← j+1, A[i] ↔A[j] j A[primo] ← A[j]; A[j] ← x 13 14 15 12 20 27 29 30 21 25 28 j © Alberto Montresor

13 Quick Sort: Esempio di ricorsione
20 14 28 34 15 27 12 30 21 25 13 13 14 15 12 20 27 29 30 21 25 28 12 13 15 14 25 21 27 29 30 28 12 14 15 21 25 28 29 30 14 21 28 30 © Alberto Montresor

14 Quick Sort: Esempio di ricorsione
20 14 28 34 15 27 12 30 21 25 13 13 14 15 12 27 29 30 21 25 28 12 15 14 25 21 29 30 28 14 21 28 30 12 13 14 15 20 21 25 27 28 29 30 © Alberto Montresor

15 Quick Sort: Invariante di ciclo per perno()
All'inizio di ogni iterazione, primo < k ≤ j, allora A[k] ≤ x j < k < i, allora A[k] > x k=primo, allora A[k] = x Inizializzazione Primo ciclo: i=j=primo. I due range sono vuoti, quindi 1. e 2. sono rispettati. A[primo] = x dall'assegnazione Conclusione i=ultimo+1. Questo significa che tutti gli elementi sono stati divisi in tre partizioni: x, < di x, ≥ di x Con lo scambio fra A[j] e A[primo], si ottiene la proprietà desiderata j i < x ≥ x © Alberto Montresor

16 Quick Sort: Invariante di ciclo per perno()
Conservazione La proprietà (3) non viene mai toccata Assumiamo sia vero all'inizio del ciclo i Caso 1: A[i] ≥ x j non viene modificato, i viene incrementato di 1. Le proprietà (1) e (3) restano valide Poiché A[i] ≥ x, la proprietà (2) è vera anche per il ciclo i+1 Caso 2: A[i] < x j viene incrementato di 1 Viene effettuato lo swap fra A[i] e A[j] → A'[i] = A[j], A'[j] = A[i] Quindi A[j] < x, quindi la proprietà (1) è valida per i+1 Se i=j, l'insieme 2. è vuoto e resta tale. Se j<i, A'[i] ≥ x, quindi (2) è valida per i+1 © Alberto Montresor

17 Quick Sort: Complessità computazionale
Costo di perno(): θ(ultimo-primo) = θ(n) Costo Quick Sort: Dipende dal partizionamento Partizionamento peggiore Dato un problema di dimensione n, viene sempre diviso in due sottoproblemi di dimensione 0 e n-1 T(n) = T(n-1)+T(0)+θ(n) = T(n-1) + θ(n) = θ(n2) Domanda Quando si verifica il caso pessimo? Partizionamento migliore Data un problema di dimensione n, viene sempre diviso in due sottoproblemi di dimensione n/2 T(n) = 2T(n/2)+θ(n) = θ(n log n) © Alberto Montresor

18 Quick Sort: Complessità computazionale
Partizionamenti parzialmente bilanciati Il partizionamento nel caso medio di Quick Sort è molto più vicino al caso ottimo che al caso peggiore Esempio: partizionamento 9-a-1: T(n) = T(n/10)+T(9n/10)+cn Costruiamo l'albero di ricorsione, alto log10/9 n = θ(log n) partizionamento 99-a-1: T(n) = T(n/100)+T(99n/100)+cn Costruiamo l'albero di ricorsione, alto log100/99 n = θ(log n) Note: In questi esempi, il partizionamento ha proporzionalità limitata I fattori moltiplicativi possono essere importanti © Alberto Montresor

19 Quick Sort: Complessità computazionale
Caso medio: Il costo dipende dall'ordine degli elementi, non dai loro valori Dobbiamo considerare tutte le possibili permutazioni Difficile dal punto di vista analitico Caso medio: un'intuizione: Alcuni partizionamenti saranno parzialmente bilanciati Altri saranno pessimi In media, questi si alterneranno nella sequenza di partizionamenti I partizionamenti parzialmente bilanciati “dominano” quelli pessimi © Alberto Montresor

20 Inneffective sorts © Alberto Montresor

21 Moltiplicazione di matrici
Moltiplicazione matrici C=AB 7x3 3x5 A: B: = 7x5 C: Complessità T(p,c,q) = p·c·q T(n) = θ(n3) © Alberto Montresor

22 Come migliorare il prodotto fra matrici
Suddividiamo le matrici n·n in quattro matrici n/2·n/2 Calcolo matrice: Equazione di ricorrenza: © Alberto Montresor

23 Come migliorare il prodotto fra matrici
Calcoliamo alcuni termini intermedi Matrice finale Equazione ricorrenza © Alberto Montresor

24 Alcune informazioni storiche
Algoritmo di Strassen (1969): θ(n2.81) Il primo ad “scoprire” che era possibile moltiplicare due matrici in meno di n3 moltiplicazioni scalari Coppersmith and Winograd (1990): O(n2.38) Attuale algoritmo migliore Limite inferiore Ω(n2) = 1.00 · 1012 = 1.74 · 1011 = 3.31 · 109 © Alberto Montresor

25 Metodo divide-et-impera
Quando applicare divide-et-impera I passi “divide” e “combina” devono essere semplici Ovviamente, i costi devono essere migliori del corrispondente algoritmo iterativo Esempio ok: sorting Esempio non ok: ricerca del minimo Ulteriori vantaggi Facile parallelizzazione “cache oblivious” utilizzo ottimale della cache © Alberto Montresor


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