Vedremo in seguito che (n log n) è un limite stretto per il problema dellordinamento. Per ora ci limitiamo a dimostrare che: La complessità nel caso pessimo.

Presentazione sul tema: "Vedremo in seguito che (n log n) è un limite stretto per il problema dellordinamento. Per ora ci limitiamo a dimostrare che: La complessità nel caso pessimo."— Transcript della presentazione:

1 Vedremo in seguito che (n log n) è un limite stretto per il problema dellordinamento. Per ora ci limitiamo a dimostrare che: La complessità nel caso pessimo di ogni algoritmo di ordinamento sul posto che confronta e scambia tra loro soltanto elementi consecutivi dellarray è (n 2 ). Quindi il problema di ordinare sul posto un array scambiando tra loro soltanto elementi consecutivi ha complessità (n 2 ).

2 Se larray è ordinato non ci sono inversioni. Se larray è ordinato in senso opposto e gli elementi sono tutti distinti allora ogni coppia (i, j) di indici con i < j è una inversione e quindi ci sono esattamente n(n-1)/2 inversioni. Sia A[1..n] un array Se i A[j] diciamo che la coppia di indici (i, j) è una inversione 83 ij 3 k

3 Come cambia il numero di inversioni quando facciamo uno scambio tra due elementi consecutivi A[i] ed A[i+1] dellarray? Consideriamo tutte le coppie di indici ( j, k) con j < k e vediamo quante e quali di esse possono cambiare di stato da inversioni a non inversioni o viceversa quando scambiamo A[i] con A[i+1]. x ii+1 y

4 Se j e k sono entrambi diversi da i e i+1 la coppia ( j, k) non cambia di stato e quindi il numero di inversioni di questo tipo non cambia. yx ii+1 uv kj

5 (i, k) è inversione dopo lo scambio se e solo se (i+1, k) lo era prima e (i+1, k) è inversione se e solo se (i, k) lo era prima. yx ii+1 v k xy i v k Quindi le due coppie si scambiano gli stati ma il numero totale di inversioni non cambia. Consideriamo le due coppie (i, k) e (i+1, k) con k > i+1 ossia

6 yx ii+1 u j xy i u j La situazione è simmetrica di quella precedente e quindi anche in questo caso il numero totale di inversioni non cambia. Consideriamo le coppie (j, i) e (j,i+1) con j < i ossia

7 In conclusione con lo scambio di due elementi consecutivi dellarray il numero totale di inversioni aumenta o diminuisce di 1 (o rimane invariato se i due elementi scambiati erano uguali). Rimane soltanto da considerare la coppia (i, i+1) che con lo scambio cambia di stato se i due elementi sono diversi.

8 Nel caso pessimo in cui larray è ordinato in senso inverso e gli elementi sono tutti distinti le inversioni iniziali sono n(n-1)/2. Siccome n(n-1)/2 = (n 2 ) rimane dimostrato il limite inferiore. Occorrono quindi almeno n(n-1)/2 scambi tra elementi consecutivi per ridurre tale numero a 0.

9 Esercizio: Abbiamo dimostrato che scambiando due elementi diversi consecutivi il numero totale di inversioni aumenta o diminuisce di 1. Quindi se prima dello scambio il numero di inversioni totale era pari, dopo lo scambio esso risulta dispari e viceversa. Mostrare che questo cambiamento della parità del numero totale di inversioni avviene anche se si scambiano due elementi diversi non consecutivi.

10 Abbiamo visto che la complessità nel caso pessimo di ogni algoritmo di ordinamento sul posto che confronta e scambia tra loro elementi consecutivi dellarray è (n 2 ). Per ottenere algoritmi più efficienti dobbiamo quindi operare confronti e scambi tra elementidistanti dellarray. Lalgoritmo Heap-Sort confronta elementi non consecutivi e possiamo quindi sperare che la sua complessità sia minore.

11 Useremo le notazioni asintotiche anche allinterno delle formule. In questo caso le notazioni O(f(n)), Ω(f(n)) e ϴ (f(n)) stanno ad indicare una qualche funzione appartenente a tali insiemi e di cui non ci interessa conoscere la forma esatta ma solo il comportamento asintotico. Ad esempio T(n)=n 2 +O(n) significa che T(n) è la somma di n 2 e di una funzione che cresce al più linearmente.

12 Max-Heapfy(A,i) // Analisi: Complessità l = 2i, r = 2i+1 m = i if l A.heapsize and A[l] > A[m] m = l if r A.heapsize and A[r] > A[m] m = r if m i t = A[i], A[i] = A[m], A[m] = t Max-Heapfy(A,m)

13 Build-Max-Heap (A) A.heapsize = A.length for i = A.lenght/2 downto 1 Max-Heapfy(A,i)

14 Heap-Sort (A) Build-Max-Heap(A) for i = A.length downto 2 t = A[i], A[i] = A[1], A[1] = t A.heapsize = A.heapsize - 1 Max-Heapfy(A,1)

15 f(x) funzione crescente mm+1m+2nn+1n-1n-2 x f(x) f(m) f(m+1) f(m+2) m+3 f(n) f(n-1) f(n-2) f(m+3) n-3m+4 … m-1 Valutazione di sommatorie (App. A del testo) f(m) f(m+1) f(m+2) f(n) f(n-1) f(n-2) f(n-3) f(m+3)

16 f(m+4) f(m) f(m+1) f(m+2) f(n) f(n-1) f(n-2) f(x) funzione crescente mm+1m+2nn+1n-1n-2 x f(x) f(m) f(m+1) f(m+2) m+3 f(n) f(n-1) f(n-2) f(m+3) n-3m+4 … m-1

17 f(x) funzione decrescente mm+1m+2nn+1n-1n-2 x f(x) m+3n-3 f(n) f(n-1) f(n-2) f(m) f(m+1) f(m+2) f(n) f(n-1) f(n-2) f(m) f(m+1) f(m+2) f(n-3) … m-1 f(m+3) f(n-3)

18 f(n-2) f(n) f(n-1) f(n-2) f(m) f(m+1) f(m+2) f(x) funzione decrescente mm+1m+2nn+1n-1n-2 x f(x) m+3n-3n-4 f(n) f(n-1) f(n-2) f(m) f(m+1) f(m+2) f(n-3) … m-1

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20 Dunque Heap-Sort richiede tempo O(n log n) per ordinare un array di n elementi.

21 Implementazione di code con priorità Gli heap binari si possono usare, oltre che per ordinare un array, anche per implementare delle code con priorità. Le code con priorità sono delle strutture dati in cui è possibile immagazzinare degli oggetti x a cui è attribuita una priorità x.key ed estrarli uno alla volta in ordine di priorità.

22 Possono inoltre essere definite anche: Increase-Key(S,x,p): aumenta la priorità di x Change-Key(S,x,p): cambia la priorità di x Le operazioni fondamentali sulle code con priorità sono: Insert(S, x): aggiunge x alla coda S Maximum(S): ritorna x S con x.key massima Extract-Max(S): toglie e ritorna x S con x.key massima.