Minimalne drzewo rozpinaj ce

Transkrypt

1 Minimalne drzewo rozpinaj ce dr Andrzej Mróz (UMK w Toruniu) 013 Projekt wspóªnansowany ze ±rodków Unii Europejskiej w ramach Europejskiego Funduszu Spoªecznego Projekt pn. Wzmocnienie potencjaªu dydaktycznego UMK w Toruniu w dziedzinach matematyczno-przyrodniczych Poddziaªanie Programu Operacyjnego Kapitaª Ludzki

2 Spis tre±ci 1 Wst p Problem Drzewo rozpinaj ce Drzewo rozpinaj ce przykªad Minimalne drzewo rozpinaj ce Minimalne drzewo rozpinaj ce przykªad Cel - poszukiwanie MST Idee 5.1 Strategia Problem Idea algorytmu Kruskala Idea algorytmu Prima Zbiory rozª czne Struktury danych dla zbiorów rozª cznych Proste zastosowanie Heurystyka Implementacja listy Implementacja drzewa z korzeniem Kruskal Poprawno± Przekroje Algorytm Przebieg algorytmu Kruskala Prim Poprawno± Implementacja Algorytm Przebieg algorytmu Prima

3 1 Wst p Problem Ustalmy spójny niezorientowany graf G = (V, E) z funkcj wagi w : E R +. Rozwa»my nast puj c interpretacj grafu G: wierzchoªki V = {1,,..., n} = miasta, kraw dzie = potencjalne bezpo±rednie drogowe poª czenia pomi dzy miastami, waga w(i, j) kraw dzi {i, j} E = koszt budowy poª czenia pomi dzy miastami i i j. Zagadnienie optymalizacyjne. Zbudowa tylko te drogi spo±ród opisanych przez graf G (czyli wybra podgraf G grafu G) tak, by: 1. pomi dzy ka»d par miast (wierzchoªków) istniaªo drogowe poª czenie (niekoniecznie bezpo±rednie),. koszt budowy tej sieci dróg byª najni»szy spo±ród wszystkich rozwi za«speªniaj cych punkt 1. Šatwo zauwa»y,»e je»eli podgraf G speªnia te wªasno±ci, to 1. zawiera wszystkie wierzchoªki grafu G,. jest spójny, 3. nie zawiera cykli. W szczególno±ci i 3 oznaczaj,»e G powinien by drzewem. Tzw. minimalnym drzewem rozpinaj cym, które za chwil zdeniujemy w sposób bardziej formalny. Problem ten pojawia si w wielu innych kontekstach informatycznych, cz sto znalezienie minimalnego drzewa rozpinaj cego jest pierwszym krokiem w rozwi zaniach innych problemów. Czasem stosuje si te» nazw minimalne drzewo spinaj ce. 1. Drzewo rozpinaj ce Niech G = (V, E) b dzie spójnym grafem niezorientowanym. Denicja. Drzewo rozpinaj ce (ang. spanning tree) grafu G = drzewo T = (V, E ) takie,»e E E. Tzn. T jest drzewem zawieraj cym wszystkie wierzchoªki G, za± jego zbiór kraw dzi jest podzbiorem zbioru kraw dzi G. Drzewo rozpinaj ce powstaje z grafu G poprzez usuni cie kraw dzi nale» cych do cykli. Ka»de drzewo rozpinaj ce grafu G ma V 1 kraw dzi. 1.3 Drzewo rozpinaj ce przykªad Drzewo rozpinaj ce nie jest poj ciem jednoznacznym.

4 Dla grafu G: 4 Drzewem rozpinaj cym jest podgraf T : Ale te» podgraf T : Oraz podgraf T 3 : 1.4 Minimalne drzewo rozpinaj ce Niech G = (V, E) b dzie spójnym grafem niezorientowanym z wag w : E R +. Dla dowolnego drzewa rozpinaj cego T = (V, E ) grafu G deniujemy jego wag w(t ) = w(u, v). (u,v) E Denicja. Minimalne drzewo rozpinaj ce (ang. minimal spanning tree MST) grafu G = drzewo rozpinaj ce T o minimalnej wadze w(t ) (spo±ród wszystkich drzew rozpinaj cych grafu G). 1.5 Minimalne drzewo rozpinaj ce przykªad Dla grafu z wagami: przykªadowe wagi drzew rozpinaj cych: T : 1 w(t ) = 35 9

5 5 T : 8 w(t ) = 48 T 3 : 1 8 w(t 3 ) = Nietrudno sprawdzi,»e dla powy»szego grafu G minimalnym drzewem rozpinaj cym jest T 3. Ale zauwa»my,»e T 3 nie jest jedynym MST. Inne drzewo rozpinaj ce o tej samej wadze co T 3 : T 4 : 1 8 w(t 4 ) = Cel - poszukiwanie MST Rozwi zanie naiwne: Wygenerowa wszystkie drzewa rozpinaj ce i wybra te o najmniejszej wadze. Oczywista wada: Drzew rozpinaj cych jest na ogóª bardzo du»o. Ponadto, wcale nie jest to takie proste pod wzgl dem implementacyjnym. Cel: Opracowa efektywn metod znajdowania (jakiegokolwiek) MST. Idee.1 Strategia Ogólna strategia zachªanna rozrastanie si podgrafu T o zbiorze kraw dzi A, który na ko«cu b dzie MST. Dane: Spójny graf niezorientowany G = (V, E) z funkcj wagow w : E R +. Cel: Znalezienie MST dla G. Podgraf T rozrasta si w wyniku dodawania kolejnych kraw dzi. W czasie algorytmu trzymamy zbiór A, który zawsze jest podzbiorem zbioru kraw dzi pewnego MST. W ka»dym kroku wyznaczamy kraw d¹, któr mo»na doda do A bez straty jego wªasno±ci (kraw d¹ bezpieczn dla A).

6 B dziemy zatem realizowa strategi opisan przez bardzo ogólny pseudokod: 6 GenericMST(G, w) A := ; 3 while A nie tworzy drzewa rozpinaj cego do 4 begin 5 znajd¹ kraw d¹ {u, v} E\A bezpieczn dla A; 6 A := A { {u, v} } 7 end 8 end; Poprawno± ogólnie: Niezmiennik A jest podzbiorem zbioru kraw dzi pewnego MST jest zachowany w ka»dym kroku. Kraw d¹ bezpieczna w ka»dym kroku istnieje gwarantuje to niezmiennik.. Problem Gªówny problem. Jak rozpoznawa bezpieczn kraw d¹? Omówimy dwa ró»ne rozwi zania tego problemu, tj. dwie ró»ne realizacje ogólnej strategii GenericMST: Algorytm Kruskala. Algorytm Prima..3 Idea algorytmu Kruskala Nieformalny opis W ka»dym kroku rozrastaj cy si podgraf T = (V, A) grafu G jest lasem (tj. skªadowe s drzewami). Na pocz tku A =, tj. skªadowe T to jednowierzchoªkowe drzewa. Dodaj c bezpieczn kraw d¹ do A scalamy dwie skªadowe T w jedn. Na ko«cu T scali si w jedno drzewo. W poszukiwaniu kraw dzi bezpiecznych w kolejnych krokach przetwarzamy kraw dzie w kolejno±ci ich rosn cych (niemalej cych) wag. Kraw d¹ e jest bezpieczna, gdy dodanie jej do A nie spowoduje pojawienia si cyklu (jest to równowa»ne z tym,»e e ª czy dwie ró»ne dotychczasowe skªadowe w T ). Nale»y zatem umie rozpoznawa ró»ne skªadowe w grae T. Do tego wykorzystamy now struktur danych, tzw. struktur zbiorów rozª cznych. jego

7 .4 Idea algorytmu Prima Nieformalny opis 7 W odró»nieniu od algorytmu Kruskala, tu T zawsze stanowi jedno drzewo. Na pocz tku T ma 1 wierzchoªek (dowolnie wybrany z G). W ka»dym kroku kraw d¹ bezpieczna to kraw d¹ o najmniejszej wadze spo±ród kraw dzi wystaj cych z T (tj. ª cz cych wierzchoªek z T z wierzchoªkiem spoza T ). Nale»y zatem umie efektywnie wybiera kraw dzie bezpieczne j.w. Do tego wykorzystamy odpowiedni kolejk priorytetow. 3 Zbiory rozª czne 3.1 Struktury danych dla zbiorów rozª cznych W algorytmie Kruskala wykorzystamy nast puj c dynamiczn struktur danych. Kontekst: n ró»nych elementów pogrupowanych w pewn liczb zbiorów rozª cznych. Cel: zdeniowanie i zarz dzanie strukturami danych umo»liwiaj cymi operacje m.in.: ª czenia dwóch zbiorów, stwierdzania, do którego zbioru nale»y element x, stwierdzania, czy dwa elementy x, y nale» do tego samego zbioru. Zarz dzanie rodzin S = {S 1, S,..., S k } rozª cznych zbiorów dynamicznych. Pomysª: ka»dy zbiór S i identykujemy poprzez jego reprezentanta, czyli wyró»niony element x S i. Warunki nakªadane na reprezentanta: na ogóª nie ma znaczenia, który element jest reprezentantem, wa»ne jest, by zadaj c dwukrotnie pytanie o reprezentanta danego zbioru, otrzyma tak sam odpowied¹, o ile zbiór w tym czasie si nie zmieniaª, czasami ustala si na pocz tku pewn zasad wyboru reprezentanta (np. najmniejszym kluczem...). Podstawowe operacje: element z MakeSet(x) tworzy nowy jednoelementowy zbiór S = {x} (o reprezentancie x); x nie mo»e by elementem innego zbioru. Union(x, y) ª czy dwa rozª czne zbiory S x, S y zawieraj ce odpowiednio x i y w nowy zbiór S x S y. Jego reprezentantem mo»e by dowolny element S x S y, na ogóª reprezentant S x lub S y. FindSet(x) zwraca wska¹nik do reprezentanta (jedynego) zbioru zawieraj cego x. stwierdzanie, czy dwa elementy x, y nale» do tego samego zbioru: test FindSet(x) = FindSet(y).

8 3. Proste zastosowanie Przykªad zastosowania: rozpoznawanie spójnych skªadowych w grae (niezorientowanym) G = (V, E). ConnectedComponents(G) for ka»dy v V do 3 MakeSet(v); 4 for ka»da (u, v) E do 5 if FindSet(u) <> FindSet(v) then 6 Union(u, v); 7 end; Po wykonaniu podziaª wierzchoªków na zbiory rozª czne odpowiada podziaªowi na skªadowe spójno±ci. W podobnym kontek±cie wykorzystamy zbiory rozª czne w algorytmie Kruskala (który jest de facto pewn modykacj powy»szej procedury). Teraz, do testowania czy wierzchoªki u i v nale» do tej samej skªadowej mo»emy wykorzysta procedur : SameComponent(u, v) if FindSet(u) = FindSet(v) then 3 return true 4 else return false 5 end; Wiemy: do wyznaczania skªadowych mo»na wykorzysta przegl danie grafu. Gdy do grafu kraw dzie s dodawane w czasie dziaªania algorytmu (czyli trzeba uaktualnia spójne skªadowe), to implementacja przy pomocy zbiorów rozª cznych mo»e by efektywniejsza Heurystyka W dalszej cz ±ci przeprowadzimy prost analiz heurystyczn. Przez heurystyk rozumiemy tu takie projektowanie operacji, by zmniejszy ich koszt zamortyzowany (niekoniecznie koszt pesymistyczny = zªo»ono± pesymistyczn ). Denicja. Koszt zamortyzowany = koszt ±redni operacji P w ci gu n wykona«operacji P. Uwaga. Sªowo heurystyka ma w informatyce równie» inne znaczenia. Przykªad. Wykonujemy kolejno n sortowa«algorytmem sortowania b belkowego P na tym samym zbiorze danych X. Wówczas tylko za pierwszym razem wykonywane s nietrywialne modykacje na X, st d tu koszt zamortyzowany jest znacznie ni»szy ni» koszt pesymistyczny algorytmu P. Oczywi±cie koszt zamortyzowany istotnie zale»y od kontekstu wykonywania danej operacji.

9 3.4 Implementacja listy Implementacja zbiorów rozª cznych w postaci list. 9 Ka»dy zbiór przechowywany jako (dynamiczna) lista. Pierwszy skªadnik listy = reprezentant zbioru. Ka»dy skªadnik listy posiada pola: element zbioru, wska¹nik do nast pnego skªadnika listy, wska¹nik (prowadz cy wstecz) do reprezentanta. MakeSet(x) stworzenie nowej listy o jedynym skªadniku x. Zªo»ono± : O(1). FindSet(x) zwrócenie wska¹nika od x do reprezentanta zbioru. Zªo»ono± : O(1). Union(x, y) doª czenie listy L y z elementem y na koniec listy L x z elementem x. Reprezentantem nowego zbioru jest element b d cy wcze±niej reprezentantem zbioru zawieraj cego x. Trzeba uaktualni wska¹nik do reprezentanta we wszystkich skªadnikach znajduj cych si pierwotnie na li±cie L y. Zªo»ono± : O(s), gdzie s = L y (gdy mamy dost p do ostatniego elementu L x ). Usprawnienie: heurystyka ª czenia z wywa»aniem. Zawsze doª czamy krótsz list do dªu»szej. Trzeba przechowywa (np. w reprezentancie) i uaktualnia rozmiar listy. Asymptotyczna zªo»ono± pojedynczej operacji Union pozostaje taka sama, lecz koszt zamortyzowany jest mniejszy. Pokazuje si,»e wykonanie ci gu m operacji MakeSet, Union i FindSet, spo±ród których n to MakeSet zajmuje przy wywa»aniu czas O(m + nlog n). Bez wywa»ania: O(m ). 3.5 Implementacja drzewa z korzeniem Implementacja w postaci drzew z korzeniem. Ka»dy zbiór przechowywany jako drzewo z korzeniem. Korze«drzewa = reprezentant zbioru. Ka»dy wierzchoªek drzewa posiada pola: element zbioru, wska¹nik do ojca w drzewie (korze«wskazuje na siebie). Struktur drzewa mo»na tak»e zaimplementowa przy wykorzystaniu tablicy ojców indeksowanej elementami, które grupujemy w zbiory.

10 Przykªad. Trzy zbiory rozª czne grupuj ce 10 elementów, reprezentowane poprzez drzewa: s jednoznacznie zakodowane przy pomocy tablicy ojców: i ojciec[i] Operacje: MakeSet(x) stworzenie nowego drzewa o jedynym wierzchoªku x. Zªo»ono± : O(1). FindSet(x) przej±cie po wska¹nikach od x do ojca itp. a» do korzenia. Zªo»ono± : O(h), gdzie h = wysoko± drzewa. Union(x, y) zmiana wska¹nika w korzeniu drzewa T x (zawieraj cego x) tak aby wskazywaª na korze«drzewa T y (zawieraj cego y). Zªo»ono± : O(1) (gdy mamy dost p do korzeni). Dwie heurystyki: 1. Š czenie wg wysoko±ci: drzewo o mniejszej wysoko±ci doª czamy do drzewa o wi kszej wysoko±ci (+ uaktualnienie wysoko±ci).. Kompresja drogi: stosowana przy operacji FindSet(x) polega na zmianie wska¹ników we wszystkich wierzchoªkach na drodze od x do korzenia tak, by wskazywaªy na korze«. Oznaczenia: Implementacja z uwzgl dnieniem heurystyk. h(x) = wysoko± wierzchoªka x ( N), ojciec(x) = ojciec wierzchoªka x (wska¹nik lub odwoªanie do tablicy ojców). MakeSet(x) ojciec(x) := x; 3 h(x) := 0 4 end;

11 11 Š czenie wg wysoko±ci. Wykorzystamy procedur pomocnicz : Link(x, y) if h(x) > h(y) then 3 ojciec(y) := x 4 else begin 5 ojciec(x) := y; 6 if h(x) = h(y) then 7 h(y) := h(y) end 9 end; Union(x, y) Link(FindSet(x), FindSet(y)) 3 end; FindSet z kompresj drogi: FindSet(x) if x <> ojciec(x) then 3 ojciec(x) := FindSet( ojciec(x) ); 4 return ojciec(x) 5 end; Uwaga. Zauwa»my,»e po FindSet wysoko± drzewa mo»e ulec zmianie (zmniejszeniu). Mimo to, nie uaktualniamy warto±ci h dla»adnego wierzchoªka. Utrzymywanie poprawnych warto±ci wysoko±ci drzew byªoby niepotrzebnie kosztowne. Zatem warto±ci h nale»y tak naprawd interpretowa jako górne ograniczenia wysoko±ci drzew. Zaªó»my,»e wykonujemy ci g m operacji MakeSet, Union i FindSet, spo±ród których n to MakeSet. Twierdzenie (Hopcroft, Ullman). Zªo»ono± wykonania ci gu powy»szych operacji z uwzgl dnieniem heurystyk 1 i wynosi O(m log n). log = logarytm iterowany. log jest funkcj bardzo wolno rosn c. log n 5 dla wszystkich 1 n Liczba atomów we wszech±wiecie < Kruskal 4.1 Poprawno± Zanim przedstawimy konkretny pseudokod, wprowadzimy kilka poj i faktów pozwalaj cych zrozumie, dlaczego idea algorytmu Kruskala przedstawiona wcze±niej zawsze daje poprawne rozwi zanie.

12 Poj cia te wyst puj te» w innych kontekstach algorytmów grafowych. 1 Bardziej szczegóªowy dowód poprawno±ci mo»na znale¹ np. w ksi»ce [1] ze spisu literatury do wykªadu (T. H. Cormen et al.). 4. Przekroje Denicje: Ka»dy podzbiór S V wyznacza przekrój (S, V \ S) grafu G = (V, E). Kraw d¹ {u, v} krzy»uje si z przekrojem (S, V \ S), je±li jeden z jej ko«ców nale»y do S, a drugi do V \ S. Przekrój (S, V \ S) uwzgl dnia zbiór kraw dzi A, je±li»adna kraw d¹ z A nie krzy»uje si z tym przekrojem. Kraw d¹ e E krzy»uj ca si z przekrojem jest kraw dzi lekk, je±li w(e) jest najmniejsza spo±ród wag wszystkich kraw dzi krzy»uj cych si z tym przekrojem. Przytoczymy bez dowodu kluczowy fakt, na którym opiera si uzasadnienie poprawno±ci obu algorytmów. G = (V, E) spójny graf niezorientowany z funkcj wagow w : E R + Twierdzenie Niech E A podzbiór zbioru kraw dzi pewnego MST dla G, (S, V \ S) dowolny przekrój grafu G uwzgl dniaj cy A, {u, v} kraw d¹ lekka krzy»uj ca si z (S, V \ S). Wówczas kraw d¹ {u, v} jest bezpieczna dla A. Przypomnienie idei algorytmu: GenericMST(G, w) A := ; 3 while A nie tworzy drzewa rozpinaj cego do 4 begin 5 znajd¹ kraw d¹ {u, v} E\A bezpieczn dla A; 6 A := A { {u, v} } 7 end 8 end; Rozwa»my graf T = (V, A). skªadowa jest drzewem. W ka»dym kroku jest on acykliczny ka»da jego spójna na pocz tku A = T skªada si z V jednowierzchoªkowych drzew, poniewa» A { {u, v} } musi by acykliczny, ka»da bezpieczna kraw d¹ {u, v} dla A ª czy ró»ne skªadowe z T, w ka»dym kroku kolejne skªadowe T ª cz si (liczba drzew maleje), na ko«cu las T zawiera tylko 1 drzewo jest MST.

13 Wniosek Niech E A podzbiór zbioru kraw dzi pewnego MST dla G, C = spójna skªadowa w lesie T = (V, A), {u, v} kraw d¹ o najmniejszej wadze spo±ród ª cz cych C z pewn inn skªadow w T. Wówczas kraw d¹ {u, v} jest bezpieczna dla A. Dowód. Przekrój (C, V \ C) uwzgl dnia A. {u, v} jest kraw dzi lekk krzy»uj c si z tym przekrojem. Na mocy twierdzenia {u, v} jest kraw dzi bezpieczn dla A. 4.3 Algorytm Podsumowanie: szczegóªowa wersja algorytmu GenericMST algorytm Kruskala (który jest w pewnym sensie modykacj procedury ConnectedComponents z 3.). MST-Kruskal(G, w) A := ; 3 for ka»dy v V do 4 MakeSet(v); 5 posortuj E niemalej co wzgl dem wag w; 6 for ka»da {u, v} E, w kolejno±ci niemalej cych wag do 7 if FindSet(u) <> FindSet(v) then 8 begin 9 A := A { {u, v} }; 10 Union(u, v) 11 end 1 return A 13 end; Zªo»ono± : O( E log E ) (przy najszybszych implementacjach zbiorów rozª cznych i sortowania, por. Twierdzenie 3.5). 4.4 Przebieg algorytmu Kruskala

14

15 5 Prim 5.1 Poprawno± Inna realizacja ogólnego algorytmu GenericMST algorytm Prima W przeciwie«stwie do algorytmu Kruskala, kraw dzie z A tworz zawsze pojedyncze drzewo. Pocz tkowo drzewo to skªada si z dowolnie wybranego wierzchoªka-korzenia r V ; nast pnie ro±nie do chwili, w której rozpina wszystkie wierzchoªki z V. Rozwa»any przekrój: (V (A), V \ V (A)) (V (A) := zbiór ko«ców kraw dzi z A). W ka»dym kroku dodajemy kraw d¹ lekk krzy»uj c si z tym przekrojem (tj. kraw d¹ o najmniejszej wadze spo±ród tych wystaj cych z A). Przekrój (V (A), V \ V (A)) uwzgl dnia A, zatem kraw d¹ ta jest bezpieczna dla A (patrz Twierdzenie 4.). 5. Implementacja Jak wyznacza kraw d¹ lekk krzy»uj c si z przekrojem (V (A), V \ V (A))? Wierzchoªki spoza rozrastaj cego si drzewa trzymamy w kolejce priorytetowej Q (por. poprzedni wykªad). Dla ka»dego v V kluczem klucz(v) (tzn. priorytetem wyznaczaj cym pozycj w kolejce Q) jest najmniejsza waga spo±ród wag kraw dzi ª cz cych v z wierzchoªkami drzewa. W zmiennej π[v] pami tamy ojca v w obliczanym drzewie. Podczas wykonywania algorytmu zbiór A jest pami tany niejawnie jako A = { {π[v], v} : v (V \ {r}) \ Q}. Po zako«czeniu algorytmu Q =, zbiorem kraw dzi MST w G jest wi c A = { {π[v], v} : v V \ {r}}. Przypomnijmy,»e symbolem Adj[u] oznaczamy zbiór s siadów wierzchoªka u. 5.3 Algorytm Inna realizacja ogólnego algorytmu algorytm Prima.

16 MST-Prim(G, w, r) Q := V; 3 for ka»dy u Q do klucz(u) := ; 4 klucz(r) := 0; 5 π[r] := ; 6 while Q <> do 7 begin 8 u := ExtractMin(Q); 9 for ka»dy v Adj[u] do 10 if (v Q) and (w(u, v) < klucz(v)) then 1 1 π[v] := u; 13 klucz[v] := w(u, v) 14 end end; 16 return π 17 end; 16 Zªo»ono± : O( E log V ) (gdy kolejka implementowana na kopcu). 5.4 Przebieg algorytmu Prima Dowolnie ustalamy korze«r - wierzchoªek startowy. r r r r r r 1 8 9