Bài giảng Phân tích và thiết kế giải thuật - Chương 2: Chiến lược chia để trị

của chiến lược này. bài toán kích thước n bài toán con 1 kích thước n/2 bài toán con 2 kích thước n/2 lời giải cho bài toán con 1 lời giải cho bài toán con 2 lời giải cho bài toán ban đầu Chiến lược chia-để-trị 2. Giải thuật Quick sort Giải thuật căn bản của Quick sort được phát minh năm 1960 bởi C. A. R. Hoare. Quicksort thể hiện tinh thần thiết kế giải thuật theo lối “Chia để trị” (divide-and-conquer). Quicksort được ưa chuộng vì nó không quá khó để hiện thực hóa. Quicksort chỉ đòi hỏi khoảng chừng NlgN thao tác căn bản để sắp thứ tự N phần tử. Nhược điểm của Quick sort gồm: - Nó là một giải thuật đệ quy - Nó cần khoảng N2 thao tác căn bản trong trường hợp xấu nhất - Nó dễ bị lỗi khi lập trình (fragile). Giải thuật căn bản của Quicksort Quicksort là một phương pháp xếp thứ tự theo kiểu “chia để trị”. Nó thực hiện bằng cách phân hoạch một tập tin thành hai phần và sắp thứ tự mỗi phần một cách độc lập với nhau. Giải thuật có cấu trúc như sau: procedure quicksort1(left,right:integer); var i: integer; begin 	if right > left then 	begin 	i:= partition(left,right); 	quicksort(left,i-1); 	quicksort(i+1,right); end; end; Phân hoạch Phần then chốt của Quicksort là thủ tục phân hoạch (partition), mà sắp xếp lại mảng sao cho thỏa mãn 3 điều kiện sau: i) phần tử a[i] được đưa về vị trí đúng đắn của nó, với một giá trị i nào đó, ii) tất cả những phần tử trong nhóm a[left], ..., a[i-1] thì nhỏ hơn hay bằng a[i] iii) tất cả những phần tử trong nhóm a[i+1], ..., a[right] thì lớn hơn hay bằng a[i] Example: 59	 56	52	55	58	51	57	54 52 51	 53	56	55	58	59	57	54 Thí dụ về phân hoạch Giả sử chúng ta chọn phần tử thứ nhất hay phần tử tận cùng trái (leftmost ) như là phần tử sẽ được đưa về vị trí đúng của nó ( Phần tử này được gọi là phần tử chốt - pivot). Giải thuật Quicksort procedure quicksort2(left, right: integer); var j, k: integer; begin 	if right > left then 	begin 	 j:=left; k:=right+1; //start partitioning 	 repeat 	repeat j:=j+1 until a[j] >= a[left]; 	repeat k:=k-1 until a[k]k; 	 swap(a[left],a[k]); //finish partitioning 	 quicksort2(left,k-1); 	 quicksort2(k+1,right) 	end; end; Phân tích độ phức tạp: trường hợp tốt nhất Trường hợp tốt nhất xảy ra với Quicksort là khi mỗi lần phân hoạch chia tập tin ra làm hai phần bằng nhau. điều này làm cho số lần so sánh của Quicksort thỏa mãn hệ thức truy hồi: 	CN = 2CN/2 + N. Số hạnh 2CN/2 là chi phí của việc sắp thứ tự hai nửa tập tin và N là chi phí của việc xét từng phần tử khi phân hoạch lần đầu. Từ chương 1, việc giải hệ thức truy hồi này đã đưa đến lời giải: 	CN  N lgN. Phân tích độ phức tạp: trường hợp xấu nhất Một trường hợp xấu nhất của Quicksort là khi tập tin đã có thứ tự rồi. Khi đó, phần tử thứ nhất sẽ đòi hỏi n so sánh để nhận ra rằng nó nên ở đúng vị trí thứ nhất. Hơn nữa, sau đó phân đoạn bên trái là rỗng và và phân đoạn bên phải gồm n – 1 phần tử. Do đó với lần phân hoạch kế, phần tử thứ hai sẽ đòi hỏi n-1 so sánh để nhận ra rằng nó nên ở đúng vị trí thứ hai. Và cứ tiếp tục như thế. Như vậy tổng số lần so sánh sẽ là: n + (n-1) + … + 2 + 1 = n(n+1)/2 = (n2 + n)/2 = O(n2). Độ phức tạp trường hợp xấu nhất của Quicksort là O(n2). Độ phức tạp trường hợp trung bình của Quicksort Công thức truy hồi chính xác cho tổng số so sánh mà Quick sort cần để sắp thứ tự N phần tử được hình thành một cách ngẫu nhiên: N CN = (N+1) + (1/N)  (Ck-1 + CN-k) 1 với N  2 và C1 = C0 = 0 Số hạng (N+1) bao gồm số lần so sánh phần tử chốt với từng phần tử khác, thêm hai lần so sánh để hai pointer giao nhau. Phần còn lại là do sự kiện mỗi phần tử ở vị trí k có cùng xác xuất 1/N để được làm phần tử chốt mà sau đó chúng ta có hai phân đoạn với số phần tử lần lượt là k-1 và N-k. Chú ý rằng, C0 + C1 + … + CN-1 thì giống hệt CN-1 + CN-2 +… + C0, nên ta có N CN = (N+1) + (1/N)  2Ck-1 1 Ta có thể loại trừ đại lượng tính tổng bằng cách nhân cả hai vế với N và rồi trừ cho cùng công thức nhân với N-1: NCN – (N-1) CN-1 = N(N+1) – (N-1)N + 2CN-1 Từ đó ta được NCN = (N+1)CN-1 + 2N   Chia cả hai vế với N(N+1) ta được hệ thức truy hồi: CN/(N+1) = CN-1/N + 2/(N+1) = CN-2 /(N-1) + 2/N + 2/(N+1) . 	 . N = C2 /3 +  2/(k+1) 3 N N CN/(N+1)  2  1/k  2  1/x dx = 2lnN 1 1 Suy ra: CN 2NlnN Độ phức tạp trường hợp trung bình của Quicksort (tt.) Vì ta có: 	 lnN = (log2N).(loge2) =0.69 lgN 2NlnN  1.38 NlgN. Tổng số so sánh trung bình của Quicksort chỉ khoảng chừng 38% cao hơn trong trường hợp tốt nhất. Mệnh đề. Quicksort cần khoảng 2NlnN so sánh trong trường hợp trung bình. 3. Sắp thứ tự bằng cách trộn (mergesort) Trước tiên, chúng ta xét một quá trình được gọi là trộn (merging), thao tác phối hợp hai tập tin đã có thứ tự thành một tập tin có thứ tự lớn hơn. Trộn Trong nhiều ứng dụng xử lý dữ liệu, ta phải duy trì một tập dữ liệu có thứ tự khá lớn. Các phần tử mới thường xuyên được thêm vào tập tin lớn. Nhóm các phần tử được đính vào đuôi của tập tin lớn và toàn bộ tập tin được sắp thứ tự trở lại. Tình huống đó rất thích hợp cho thao tác trộn. Trộn Giả sử ta có hai mảng số nguyên có thứ tự a[1..M] và b[1..N]. Ta muốn trộn chúng thành một mảng thứ ba c[1..M+N].   i:= 1; j :=1; for k:= 1 to M+N do if a[i] 0 then begin 	m:=(r+1)/2; mergesort(1,m); mergesort(m+1,r);  	for i := m downto 1 do b[i] := a[j]; 	for j :=m+1 to r do b[r+m+1-j] := a[j]; 	for k :=1 to r do 	 if b[i] M  thì không thể dành một trang trong bộ đệm cho mỗi run trong bước trộn. Trong trường hợp này, sự trộn phải trải qua nhiều chuyến (passes). Vì chỉ có M-1 trang của bộ đệm dành cho các đầu vào, sự trộn có thể tiếp nhận M-1 runs như là các đầu vào. Trộn run [trường hợp tổng quát] (tt.) Chuyến trộn đầu tiên làm việc như sau: M-1 run đầu tiên được trộn lại thành một run cho chuyến kế tiếp. Rồi thì M-1 runs sẽ được trộn theo cách tương tự và cứ thế cho đến khi tất cả các run đầu tiên đều được giải quyết. Tại điểm này, tổng số run được giảm đi một thừa số M-1.   Nếu số run đã được giảm đi này vẫn còn  M, một chuyến nữa sẽ được thực thi với các run được tạo ra bởi chuyến đầu tiên làm đầu vào.   Mỗi chuyến làm giảm tổng số run một thừa số M – 1. Các chuyến cứ lặp lại nhiều như cần thiết cho đến khi tổng số run nhỏ hơn M; chuyến cuối cùng sẽ tạo ra kết quả là một tập tin có thứ tự. Một thí dụ của thứ tự ngoại bằng p.p. trộn Giả sử: i) một mẩu tin chiếm vừa một khối ii) bộ đệm chiếm 3 trang. Trong giai đoạn trộn, hai trang được dùng làm đầu vào và một trang được dùng để chứa kết quả. Giai đoạn trộn đòi hỏi hai chuyến. 	a 19 	d 31	a 19 g 24	g 24	b 14	a 14 a 19	c 33	a 19 d 31	b 14	d 31	b 14 c 33	c 33	e 16	c 33 b 14	e 16	g 24	d 7 e 16	d 21 r 16	d 31	a 14	d 31 d 21	m 3	d 7	e 16 m 3	r 16	d 21	g 24 p 2	m 3 	m 3 d 7	a 14	p 2	p 2 a 14	d 17	r 16	r 16 	p 2	 Tạo run trộn pass-1 trộn pass-2 Độ phức tạp của xếp thứ tự ngoại Hãy tính số truy đạt khối (block accesses) của giải thuật sắp thứ tự ngoại bằng phương pháp trộn. br : tổng số khối của tập tin. Trong giai đoạn tạo run, một khối được đọc và ghi, đem lại một tổng số 2br, truy đạt khối. Tổng số run ban đầu là br/M. Tổng số chuyến trộn:	 log M-1(br/M) Trong mỗi chuyến trộn, từng khối của tập tin được đọc một lần và ghi một lần. Độ phức tạp của xếp thứ tự ngoại(tt) Tổng số truy đạt đĩa cho giải thuật sắp thứ tự ngoại bằng phương pháp trộn là:  2br + 2br logM-1(br/M) = 2br( logM-1 (br/M) +1) tạo run các chuyến trộn 5. Cây tìm kiếm nhị phân Nhiều bài toán liên quan đến cây tìm kiếm nhị phân có thể được giải bằng cách áp dụng chiến lược chia-để-trị Trong một cây tìm kiếm nhị phân (binary search tree), tất cả các mẩu tin với khóa nhỏ hơn khóa tại nút đang xét thì ở cây con bên trái của nút và các mẩu tin với khóa lớn hơn hay bằng khóa tại nút đang xét thì ở cây con bên phải của nút. Khởi tạo cây nhị phân type link =  node; node = record key, info: integer; l, r: link end; var t, head, z: link; Một cây rỗng được biểu diễn bằng cây có con trỏ bên phải chỉ đến nút giả z. procedure tree_init; begin new(z); z.1: = z; z.r: = z; new(head); head.key: = 0; head.r: = z; end; Tác vụ thêm vào Thêm một nút vào trong cây, ta thực hiện một sự tìm kiếm (không thành công) nút ấy trên cây, rồi gắn nút ấy vào vị trí ứng với nút giả z tại điểm mà quá trình tìm kiếm kết thúc. Hình vẽ minh họa việc thêm nút P vào cây nhị phân. Tác vụ thêm vào (tt.) procedure tree_insert (v: integer; x: link): link; var p: link; begin repeat p: = x; if v x. key and x z do begin if v < x.key then x: = x.1 else x: = x.r end; treesearch: = x end; Tính chất của sự tìm kiếm trên cây nhị phân Tính chất: Một tác vụ thêm vào hay tìm kiếm trên một cây nhị phân đòi hỏi chừng 2lnN so sánh trên một cây được tạo ra từ N trị khóa ngẫu nhiên. Chứng minh: Chiều dài lối đi của 1 nút: là số cạnh cần duyệt qua để từ nút ấy về nút rễ +1. Đối với mỗi nút trên cây nhị phân, số so sánh được dùng cho một sự tìm kiếm nút ấy thành công chính là chiều dài lối đi của nút ấy. Tổng tất cả chiều dài lối đi của mọi nút trên cây nhị phân được gọi là chiều dài lối đi của cây nhị phân. Chứng minh (tt.) Khi chia chiều dài lối đi toàn cây với N, ta sẽ được số so sánh trung bình đối với một sự tìm kiếm thành công trên cây. Nhưng nếu CN biểu thị chiều dài lối đi trung bình của toàn cây, ta có một hệ thức truy hồi sau đây, với C1 = 1 CN = N + (Ck-1 + CN-k) Số hạng N là do sự kiện nút rễ đóng góp 1 vào chiều dài lối đi của mỗi nút. Số hạng thứ hai là do sự kiện khóa tại nút rễ có xác xuất bằng nhau để trở thành phần tử lớn thứ k trong cây, với hai cây con lần lượt chứa k-1 nút và N-k. Hệ thức truy hồi này rất giống hệ thức truy hồi khi phân tích Quicksort, và nó đã được giải cùng một cách để đưa lại cùng một kết quả. Do đó chiều dài trung bình của cây N nút là CN  2N lnN. Suy ra chiều dài trung bình của một nút trong cây là 2lnN.  Một tác vụ tìm kiếm hay thêm vào đòi hỏi trung bình 2lnN so sánh trên một cây gồm N nút. Chứng minh (tt.) Độ phức tạp trong trưòng hợp xấu nhất Tính chất: Trong trường hợp xấu nhất, một tác vụ tìm kiếm trên cây tìm kiếm nhị phân gồm N khóa có thể cần N so sánh. Trường hợp xấu nhất xảy ra khi cây nhị phân bị suy biến thành một danh sách liên kết.