Implementacja algorytmu z powrotami w postaci drzewa

Transkrypt

1 90 Implementacja algorytmu z powrotami w postaci drzewa Drzewo jest właściwą strukturą do przechowania informacji o możliwych drogach poszukiwania rozwiązania za pomocą algorytmu z powrotami. Poniższy rysunek przedstawia początkową część drzewa, tak zwanego drzewa poszukiwań, w którym wszystkie możliwe ścieżki zaczynające się od korzenia drzewa są możliwymi drogami w labiryncie, zaczynającymi się od pola o numerze 1. Jest to drzewo stopnia czwartego. Znając wszystkie zbiory S i stosunkowo łatwo jest napisać rekurencyjny algorytm generujący takie drzewo. labirynt Rys.49 Początkowa część drzewa poszukiwań dla labiryntu z rys. 47, gdy polem wyjściowym jest pole o numerze 1

2 91 Ponieważ drzewo takie przedstawia wszystkie możliwe ścieżki, jego rozległość, a więc i zajętość pamięci, jest znaczna. Natomiast niewątpliwą zaletą takiej reprezentacji jest możliwość przeglądania drzewa przy użyciu prostych metod, na przykład rozszerzonej metody preorder, w której liczba wywołań rekurencyjnych, jak również głębokość rekurencji, będzie zaledwie równa głębokości drzewa. Jest oczywistym, że kształt drzewa, będzie zależał od uporządkowania wartości w poszczególnych zbiorach S i, powinniśmy więc przyjąć uporządkowanie generujące drzewo o możliwie małej wysokości, co zniweluje głębokość rekursji dla algorytmu przeglądającego drzewo. Pojedyncze drzewo poszukiwań pozwala badać jedynie ścieżki rozpoczynające się w punkcie umieszczonym w korzeniu drzewa. Dlatego dla pełnej reprezentacji labiryntu musimy utworzyć las zawierający drzewa rozpoczynające się od wszystkich punktów labiryntu. Aby więc można było stosować algorytm pozwalający badać ścieżki między dwoma dowolnymi polami labiryntu musimy dysponować strukturą zajmującą ogromny obszar pamięci. Ponieważ zajętość pamięci rośnie tutaj wykładniczo ze wzrostem rozmiarów labiryntu, dla większych labiryntów stosowanie reprezentacji opartej o drzewa może okazać się niemożliwe. Dla porównania zajętość pamięci przy wykorzystaniu reprezentacji w postaci zbiorów jest dla naszego labiryntu nie większa niż 25 x 4 słowa pamięci, a co najważniejsze rośnie liniowo ze wzrostem liczby pól labiryntu. Pozostaje problem złożoności czasowej.

3 92 Ćwiczenia do samodzielnego rozwiązania: 1. Dlaczego stopień drzewa poszukiwań z rys. 49 wynosi cztery? 2. Czy drzewo poszukiwań z rys. 49 zawiera powtarzające się węzły, i dlaczego? 3. Czy oprócz metody preorder do przeglądania drzewa z rys. 49 użyć można innych metod (inorder, postorder) a jeśli tak, to w jakich sytuacjach byłoby to uzasadnione? 4. Zaproponuj rekurencyjne algorytmy oparte o schemat preorder: a) tworzący drzewo poszukiwań dla danego punktu początkowego na podstawie danych zbiorów S i, b) obliczający ilość wszystkich możliwych ścieżek między zadanym punktem początkowym a końcowym, c) podający długość najkrótszej ścieżki między zadanym punktem początkowym a końcowym, wykorzystując wygenerowane drzewo poszukiwań. Metody usprawniania algorytmów o dużej złożoności czasowej Cały szereg dotychczas poznanych algorytmów charakteryzowało się wykładniczą złożonością czasową. Były to algorytmy, w których czas obliczeń wzrastał nieprawdopodobnie szybko ze wzrostem rozmiarów struktury,

4 93 której dotyczyły. Związane to było najczęściej z użyciem rekurencji. Przypomnijmy w tym miejscu takie algorytmy, jak: rekurencyjny algorytm obliczający n-tą liczbę Fibonacciego, algorytm sortowania szybkiego, algorytm szukania w głąb dla grafu, ogólny algorytm z powrotami. Duże zapotrzebowanie na czas obliczeń całkowicie uniemożliwia stosowanie takich algorytmów do rozwiązywania problemów, których rozmiary są dość znaczne. Na szczęście wiele konkretnych problemów posiada specyfikę, pozwalającą na usprawnienie algorytmów, które dotychczas podawaliśmy w czystej postaci. Ogólnie metody usprawniania algorytmów o dużej złożoności czasowej dzielimy na dwie duże grupy: - metody systematyczne, - metody heurystyczne. W kolejnych rozdziałach postaramy się przybliżyć na czym metody te polegają, opierając się na wybranych, charakterystycznych przykładach. Metody systematyczne Cechą charakterystyczną metod systematycznych jest pewność. Ich stosowanie nie wpływa na jakość algorytmu, w szczególności: nie zmniejsza szans na znalezienie rozwiązania, w niczym nie ogranicza ilości rozwiązań, czy ich dokładności. Istnieje bardzo dużo różnego rodzaju metod usprawniania algorytmów w sposób systematyczny. Prawie zawsze zależą on od specyfiki rozwiązywanego problemu. W niniejszym rozdziale omówimy trzy najczęściej spotykane metody.

5 94 Metoda obcinania gałęzi Metoda ta polega, mówiąc ogólnie, na rezygnacji z pewnych dużych obszarów potencjalnych rozwiązań w oparciu o stwierdzenia zaprzeczające istnieniu rozwiązań w tych obszarach. Jeśli problem byłby przedstawiony w postaci drzewa ( takiego jak drzewo poszukiwań ), to obcinanie gałęzi będzie polegać na zaniechaniu poszukiwań w gałęzi ( poddrzewie ) zaczynającym się od określonego węzła. Można tego dokonać tylko wtedy, jeśli mamy uzasadnioną pewność, że wybór tego węzła i wszystkich jego następników nie prowadzi do rozwiązań. Do jak dużych usprawnień algorytmu może prowadzić metoda obcinania gałęzi pokażemy posługując się klasycznym przykładem tak zwanego problemu ośmiu hetmanów. Problem ten sprowadza się do odpowiedzi na pytanie: Na ile różnych sposobów można ustawić na szachownicy o rozmiarach 8 x 8 osiem hetmanów, aby się wzajemnie nie szachowały? Algorytm rozwiązania tego problemu w czystej postaci, to jest opartej tylko na regułach szachowania, wymaga dla n=8 astronomicznej liczby badań 4.4 x Stosując metodę obcinania gałęzi wykluczymy przede wszystkim takie ustawienia hetmanów, które zawierają dwie figury w tym samym wierszu, w tej samej kolumnie, na tej samej przekątnej. Taka eliminacja ogranicza liczbę ustawień do zbadania do 2056 ustawień.

6 95 Metoda sklejania gałęzi Metoda sklejania (łączenia) gałęzi jest kolejnym przykładem metody systematycznej. Jeśli szukamy pewnych rozwiązań a w drzewie poszukiwań istnieje więcej poddrzew izomorficznych (takich samych jak badane poddrzewo), to wystarczy zbadać tylko jedno, a otrzymany wynik wykorzystać w innych miejscach wystąpienia takiego poddrzewa. Okazuje się, że zastosowanie metody sklejania gałęzi do algorytmu rozwiązującego problem ośmiu hetmanów, jako kolejnej metody systematycznej po wcześniejszym zastosowaniu metody obcinania gałęzi, pozwala zredukować liczbę badań już tylko do 801 węzłów. Metoda dekompozycji Wśród metod systematycznych szczególnie ważną pozycje zajmuje metoda zwana metodą dekompozycji problemu, lub metodą dziel i zwyciężaj. Jej zasadnicza idea została zastosowana w omawianym już algorytmie sortowania szybkiego Quick Sort dla tablic. Ogólnie mówiąc polega ona na rozłożeniu rozwiązywane problemu na k podproblemów ( jeśli jest to oczywiście możliwe ), rozwiązaniu każdego z nich, a następnie połączeniu rozwiązań cząstkowych w jedną całość. Wzrasta wtedy zapotrzebowanie na pamięć, trzeba bowiem gdzieś przechowywać rozwiązania cząstkowe przed ich zcaleniem, ale może prowadzić do znacznego skrócenia czasu obliczeń.

7 96 Załóżmy, że rozwiązanie wymaga czasu C * 2 n, gdzie n jest rozmiarem zadania, a C - pewną stałą. Po zastosowaniu dekompozycji czas obliczeń skraca się do k *C * 2 n/k + T, gdzie T jest czasem potrzebnym na połączenie wszystkich rozwiązań cząstkowych. Jeśli k nie jest duże i połączenie nie jest zbyt kosztowne, metoda ta może dać znaczne skrócenie czasu obliczeń. Metody heurystyczne Metody heurystyczne stosujemy, gdy nie ma możliwości posłużenia się metodami systematycznymi. Idea tych metod polega na przyjęciu pewnych założeń, co do których nie mamy pewności, lub nawet wiemy, że nie są słuszne w całym obszarze działania algorytmu, ale które bardzo wspomagają poszukiwanie rozwiązań. Postępujemy tak mając świadomość, że w pewnych, chociaż mniej prawdopodobnych sytuacjach, zastosowana metoda heurystyczna może utrudnić szybkie znalezienie rozwiązania, a czasem nawet uniemożliwić w ogóle jego znalezienie. Po metody heurystyczne będziemy więc sięgać, gdy nie zależy nam na znalezieniu wszystkich rozwiązań i możemy zadowolić się jednym rozwiązaniem, które jednak musi być znalezione bardzo szybko (typowa sytuacja z gier komputerowych). W innych jeszcze przypadkach, gdy istnienie rozwiązań jest bardzo wątpliwe, warto skorzystać z metod heurystycznych i być może w krótkim czasie znaleźć jakieś rozwiązanie. Jest bardzo wiele rozwiązań heurystycznych, tak jak wiele jest różnych typów algorytmów wymagających usprawnienia.

8 97 W odniesieniu do algorytmu poszukującego drogi w labiryncie od pola a do pola b, jeśli wartość a jest mała, a wartość b duża, stosowanie heurystyki mogłoby polegać na ustawieniu wartości we wszystkich zbiorach S i w porządku malejącym. W ten sposób zapewnilibyśmy wybory pól o dużych wartościach w pierwszej kolejności i większe prawdopodobieństwo poruszania się po krótszej ścieżce a co za tym idzie szybsze osiągnięcie celu. Przyjmując taką heurystykę musimy mieć świadomość, że przy pewnych szczególnych ograniczeniach, występujących w labiryncie, przyjęcie takiej heurystyki może utrudnić znalezienie rozwiązania. Szacowanie złożoności obliczeniowej algorytmów Wykonanie każdego algorytmu wymaga określonego czasu pracy komputera i określonej ilości pamięci. Jak to już podkreślaliśmy, dla pewnych klas algorytmów, czas ich działania lub rozmiar potrzebnej pamięci zwiększa się bardzo szybko ze wzrostem rozmiaru zadania. Pojęcie rozmiaru zadania, jak również innych pojęć, zdefiniujemy sobie w dalszej części tego rozdziału dokładniej. Na razie założymy, są one albo intuicyjnie dość zrozumiałe, albo ich znaczenie zostało już wcześniej zasygnalizowane. Załóżmy, że dysponujemy komputerem, który pracuje bez przerwy przez 24 godz. wykonując tylko 10 5 operacji jednostkowych na sekundę.

9 98 Algorytm A 1 A 2 A 3 A 4 A 5 A 6 Klasa algorytmu O(N) O(N*log N) O(N 2 ) O(N 3 ) O(2 N ) O(N!) Maksymalny rozmiar zadania n 1 =864*10 7 n 2 =250*10 6 n 3 =900*10 2 n 4 =200*10 1 n 5 = 33 n 6 = 13 Maksymalny rozmiar zadania po 10-krotnym zwiększeniu szybkości 10* n 1 ok. 10* n 2 dla n 2 >>1 3.16* n * n 4 n Rys. 50 Tabela maksymalnych rozmiarów zadania, które można rozwiązać w czasie 24 godz. dysponując algorytmami różnych klas. Trzecia kolumna powyższej tabeli pokazuje, jakie mogą być maksymalne rozmiary zadania, które można rozwiązać w czasie 24 godz. dla algorytmów różnych klas. Ostania kolumna natomiast, jak zwiększy się maksymalny rozmiar zadania po 10-krotnym zwiększeniu szybkości obliczeń przez komputer. Wyniki zamieszczone w tej tabeli pozwalają ocenić, jak ważną sprawą jest dysponowanie algorytmem odpowiedniej klasy. Widać, że dostatecznie satysfakcjonujące są algorytmy klasy O(N) i O(N * log N), niestety bardzo często zmuszeni jesteśmy sięgać po algorytmy klasy O(N 2 ). Szokująco niskie wyniki dają natomiast algorytmy A 5 i A 6, to jest algorytmy o wykładniczej złożoności obliczeniowej. Trzeba tu bowiem aż całej doby, aby doczekać się na wynik działania algorytmu, gdy rozmiar rozwiązywanego zadania wynosi zaledwie kilkadziesiąt, lub nawet kilkanaście.

10 99 Ostania kolumna tej tabeli uzmysławia nam, że rozwój sprzętu (coraz szybsze procesory i pamięci) niewiele poprawiają sytuację, zwłaszcza dla algorytmów o dużej złożoności obliczeniowej, dla których maksymalny rozmiar zadania nawet nie wzrasta liniowo ze wzrostem mocy obliczeniowej (algorytm A 5 ), lub nawet jest tak mały, że trudno go uchwycić (algorytm A 6 ). Tak więc ogromny postęp w rozwoju sprzętu komputerowego, jaki cały czas obserwujemy, nie wpłynie w zasadniczy sposób na czas obliczeń, jeśli do rozwiązywania problemów stosować będziemy nieodpowiednie algorytmy. Rola algorytmiki, dziedziny informatyki teoretycznej, zajmującej się opracowywaniem nowych algorytmów i doskonaleniem już istniejących, jest ogromna. Odwróćmy teraz sytuacje i załóżmy, że dysponujemy komputerem, który wykonuje 10 6 operacji jednostkowych na sekundę i podajmy czasy wykonywania się programów opartych o algorytmy różnych klas, gdy rozmiary zadania wynoszą: 10, 20 i 30. Algorytm A 1 A 2 A 3 A 4 A 5 A 6 Klasa algorytmu O(N) O(N 2 ) O(N 3 ) O(2 N ) O(3 N ) O(N!) N=10 N=20 N=30 1*10-5 sek 1*10-4 sek 1*10-3 sek 1*10-3 sek 0.59 sek 3.6 sek 2*10-5 sek 4*10-4 sek 8*10-3 sek 1 sek 58 min 768 wieków 3*10-5 sek 9*10-5 sek 2.7*10-2 sek 17.9 min 6.5 lat 8.4 *10 16 wieków Rys. 51 Czasy wykonywania się programów oparte o algorytmy różnych klas.

11 100 Wyniki zamieszczone w tej tabeli potwierdzają wnioski wynikające z analizy wyników zamieszczonych w poprzedniej tabeli i jeszcze bardziej utwierdzają w przekonaniu, że sięganie po algorytmy o wykładniczej złożoności obliczeniowej dla zadań o rozmiarze przekraczającym kilkanaście mija się z celem. Uściślimy teraz, stosowane dotychczas w sposób dość intuicyjny, pojęcia. Zobaczymy też, jak w prosty sposób, nie uciekając się do rozbudowanego aparatu matematycznego, szacować można złożoność obliczeniową algorytmów. Następujące operacje, zapisane w języku wysokiego poziomu, uważać będziemy dla celów szacowania złożoności obliczeniowej, za operacje jednostkowe: - wykonanie operatora numerycznego, relacyjnego lub logicznego, - nadanie wartości zmiennej typu prostego, - obliczenie wartości zmiennej indeksowanej, wskazywanej lub pola struktury, - inicjowanie procedury lub funkcji, - przekazanie wartości parametru aktualnego, - wykonanie operacji wejścia lub wyjścia. Dla celów szacowania złożoności obliczeniowej założyć można, że czas wykonywania wszystkich tych operacji jest taki sam. Załóżmy teraz, że mamy algorytm K, dla którego dla każdego zestawu danych wejściowych d D (D jest zbiorem zestawów danych wejściowych), obliczenia algorytmu dochodzą do punktu końcowego. Przez T(d) oznaczać

12 101 będziemy liczbę operacji jednostkowych wykonywanych przez algorytm K dla d D. Funkcję T(d) nazywamy pełną funkcją kosztu. Jest to funkcja T: D N ze zbioru danych wejściowych w zbiór liczb naturalnych (liczbę operacji jednostkowych). Zwykle bardzo trudno jest ustalić i opisać pełną funkcję kosztu, jest ona bowiem trudna do wyznaczenia i zapisania w jednolity, czytelny sposób dla każdego z możliwych zestawów danych wejściowych. Z powyższych powodów określamy zwykle tylko rząd wielkości funkcji. Z praktycznego punktu widzenia jest zresztą niecelowe wyznaczanie pełnej funkcji kosztu. Niewiele informacji daje nam bowiem opis zachowania się algorytmu w sytuacjach najlepszego przypadku, czy nawet średnie zachowanie się algorytmu. Natomiast interesujące są sytuacje najgorszego przypadku, gdyż tutaj tkwi niebezpieczeństwo znacznego wydłużenia czasu obliczeń. Określmy teraz pojęcie rzędu funkcji. Niech X będzie dowolnym zbiorem. Dysponujemy dwiema funkcjami f: X R oraz g: X R. Definicja: Powiemy, że funkcja f jest co najwyżej rzędu funkcji g, co zapiszemy f=o(g), jeśli istnieje stała c>0, takie że relacja f(x) c * g(x) zachodzi dla prawie wszystkich wartości x X (to jest dla wszystkich, za wyjątkiem pewnego, niewielkiego, skończonego, być może pustego, podzbioru X). Tym niewielkim, skończonym podzbiorem będą, w przypadku szacowania złożoności obliczeniowej, te zbiory

13 102 danych, dla których pełna funkcja kosztu T(d) nie da się dokładnie oszacować przez jakąś prostą funkcję g(n). Sytuacja ta zresztą dotyczy zwykle niewielkich wartości N, a ponieważ jesteśmy zainteresowani szacowaniem złożoności obliczeniowej dla dużych N, możemy pominąć te niewielkie zbiory danych wejściowych i szacować T(d) przez g(n) jako O(g(N)) mówiąc o funkcji kosztu niepomyślnego przypadku lub po prostu o funkcji kosztu. W literaturze spotkać można jeszcze inne określenia dla funkcji kosztu: funkcja złożoności czasowej (lub złożoność czasowa), pesymistyczna złożoność czasowa, klasa algorytmu. Teraz zdefiniujemy sobie pojęcie rozmiaru danych. Ponieważ uzależnianie funkcji kosztu od wszystkich danych komplikuje sprawę konstruowania tej funkcji, wyróżnia się spośród danych te, które mają największy wpływ na wartość funkcji kosztu. Na przykład, w algorytmie wykonującym mnożenie macierzy, gdzie D = < A, B, m, n, k >, macierz A ma rozmiar m*n a macierz B ma rozmiar n*k, wpływ na funkcje kosztu mają tylko rozmiary obu macierzy, to jest m, n i k. Chociaż w szeregu algorytmów również postać samych danych (ich wartość, sposób uporządkowania, itd.) wpływa na czas działania algorytmów, dla algorytmu mnożenia macierzy można przyjąć, że rozmiarem danych, oznaczmy go przez d, jest d =max(m,n,k). Algorytm mnożenie macierzy jest jednak algorytmem pod tym względem trochę nietypowym. Na ogół łatwo jest określić, co jest rozmiarem danych. Są to: rozmiar

14 103 jednowymiarowej tablicy, liczba elementów w liście liniowej jednokierunkowej, liczba węzłów w drzewie, lub jego wysokość, liczba węzłów i/lub liczba krawędzi w grafie. Podobnie, przy szacowaniu złożoności obliczeniowej algorytmów rozważa się tylko pewne wyróżnione operacje jednostkowe, zwane operacjami dominującymi algorytmu. W algorytmach wykorzystujących iterację są to zwykle warunki kontrolujące pętle iteracyjne. Ilość wykonanych badań takiego warunku jest w przybliżeniu równa ilości wykonań wnętrza pętli iteracyjnej. Instrukcje wewnętrzne pętli, o ile same nie są pętlami lub wywołaniami iteracyjnymi, nie mają wpływu na szacowanie kosztu algorytmu, bowiem od ich ilości zależy tylko wartość stałej przez którą mnożymy ilość wykonań pętli. Ponieważ wyznaczamy tylko rząd funkcji, nie ma to żadnego znaczenia dla szacowania złożoności czasowej algorytmu. Tak więc otrzymaliśmy bardzo prosty przepis na szacowania złożoności obliczeniowej algorytmów iteracyjnych pod warunkiem, że potrafimy dobrze zidentyfikować rozmiar danych a także wskazać wszystkie operacje dominujące algorytmu. O wiele trudniej jest szacować funkcje kosztu dla algorytmów rekurencyjnych. To jednak przekracza ramy naszego wykładu. Poniższy przykład zilustruje, jak szacować złożoność obliczeniową algorytmów iteracyjnych. Zadanie polega na oszacowaniu funkcji kosztu dla algorytmu na podstawie fragmentów programu, zapisanego w języku C

15 104 int a[n];..... for (int i:=2; i<= n; i++) 1: if (a[i-1]>a[i]) then { v:=a[i]; j:=i-1; do { a[j+1]:=a[j]; j:=j-1; } 2: while( a[j] <= v ); a[j+1]:=v; } Badanie warunku zapisanego w linii 1 wykona się dokładnie n-1 razy, w linii 2 co najwyżej i-1 razy (tzn. dla j=i-1, i-2,..., 0). Tak więc ogólna liczba porównań jest ograniczona od od góry przez n (i-1) + (i-1) = n-1 + n*(n+1)/2 1 (n-1) = = 0.5*n *n 1 i=2 Ponieważ otrzymana funkcja może być ograniczona przez funkcję n 2 możemy stwierdzić, że złożoność obliczeniowa tego algorytmu wynosi O(n 2 ). Na koniec tego rozdziału zdefiniujemy jeszcze w sposób ostateczny pojęcia algorytmu o wielomianowej i wykładniczej złożoności czasowej. Definicja: Algorytmem wielomianowym nazywać będziemy algorytm, którego funkcją złożoności czasowej jest O(p(N)), gdzie p jest pewnym wielomianem a N rozmiarem danych. Definicja: Każdy algorytm, którego funkcja złożoności czasowej nie może być ograniczona wielomianem, nazywamy algorytmem

16 105 wykładniczym (chociaż jego funkcja złożoności czasowej niekoniecznie musi być funkcją wykładniczą). Ćwiczenia do samodzielnego rozwiązywania: 1. Spróbuj oszacować funkcje złożoności obliczeniowej dla algorytmów omówionych w treści wykładu. Problemy algorytmicznie trudne Już od bardzo dawna ludzie zajmujący się algorytmami starali się odpowiedzieć sobie na pytanie: Czy dla problemów, dla których nie znaleziono dotychczas rozwiązujących je w wielomianowym czasie algorytmów, takie algorytmy w ogóle istnieją? Dzisiaj można stwierdzić, że odpowiedź na to pytanie jest bardzo złożona. Wszystkie omówione w trakcie wykładu algorytmy rozwiązywały problemy należące do wielkiej rodziny problemów, nazwanej problemami decyzyjnymi. Odrębna rodzinę stanowią, na przykład, problemy zwane problemami optymalizacyjnymi. Problemami z tego zakresu nie zajmowaliśmy się. Klasę problemów decyzyjnych nazwano NP. W klasie tej zawarta jest klasa problemów nazwana klasą P. Definicja: Klasę problemów P tworzą wszystkie problemy decyzyjne, dla których istnieją rozwiązujące je w wielomianowym czasie algorytmy.

17 106 Najbardziej interesującą klasą jest klasa tzw. problemów NP zupełnych, do której należą klasycznie trudne problemy decyzyjne i dla których, mimo usiłowań, nie udało się znaleźć algorytmów wielomianowych. Prawdopodobnie można je rozwiązywać tylko przy pomocy algorytmów wykładniczych. Aktualna lista problemów NP zupełnych obejmuje już kilka tysięcy problemów z różnych dziedzin. Oznaczałoby to, że klasa problemów P jest właściwą podklasą NP, a ponadto, że klasy problemów P i NP - zupełnych są rozłączne. klasa NP klasa P problemy NP- zupełne Rys. 52 Podział klas problemów z punktu widzenia istnienia dla nich algorytm wielomianowych. K o n i e c w y k ł a d u