Abstrakte Datentypen

Organisatorisches
Statistik der Übungsblätter 1-3
Algorithmik 1
Prof. Dr. Michael Philippsen / Prof. Dr. Herbert Stoyan
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Friedrich-Alexander-Universität
Erlangen-Nürnberg
Informatik 2/8
Programmiersysteme /
Künstliche Intelligenz
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-2
M. Philippsen
Kapitel 10 - Abstrakte Datentypen
10.1 Einführung
10.1
10.2
10.3
10.4
10.5
10.6
10.7
Rückblick auf konkrete Datentypen (1)
Einführung
Programmentwicklung mit ADT
Liste
Keller
Schlange
Binärbaum
Menge und Mehrfachmenge
ƒ Ein Typ gibt an, welche konkreten Operationen auszuwählen sind.
ƒ Stark typisierte Programmiersprachen erkennen Typfehler immer zur
Übersetzungszeit Æ viele Programmierfehler können erkannt
werden.
ƒ Primitive Datentypen:
y Jeder Ausdruck und jede Variable im Programm hat einen Typ.
y Es gibt zu jedem primitiven Typ eine Menge von Operationen, die darauf
ausgeführt werden können.
y Die Wirkung der Operationen ist in der Sprachspezifikation erläutert.
ƒ Klassen definieren Methoden, die auf ihren Objekten ausgeführt
werden können.
Handy aus!
y Wenn (Instanz)variablen der Objekte verborgen sind, dann lässt sich der
Objektzustand nur durch Methoden modifizieren und abfragen.
y Aber: Wie ist die Wirkung der Methoden auf den Zustand spezifiziert?
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-3
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-4
M. Philippsen
10.1 Einführung
10.1 Einführung
Rückblick auf konkrete Datentypen (2)
Rolle von Typen in Software-Systemen
ƒ Steht im Speicher 2B = 0010 1011, kann das je nach Typ bedeuten:
y
y
y
y
„+“ im ASCII-Code
43 als binär dargestellte Ganzzahl
Subtraktionsbefehl auf Intel-Prozessoren
…
Komponente
ƒ Je nach Typ sind unterschiedliche Operationen in der
Sprachspezifikation erklärt
y „+“ zur Addition von Ganzzahlen
y „+“ zur Konkatenation von Zeichenfolgen
ƒ Verhalten von Methoden vergleichsweise
dürftig festgelegt. Beispiel:
y uhr.setzeZeit(std,min)
y uhr.anzeigen()
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-5
Komponente
Komponente
Verhalten ist nur durch
Namen der Methoden
angedeutet, eventuell im
Kommentar. Es gibt
bislang keine „saubere“
Spezifikation des
Verhaltens!
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Komponenten, die andere
Komponenten nutzen,
müssen sich auf die
Erfüllung der Aufgaben
verlassen können!
Kommunikation durch
•Prozeduraufruf
•Nachrichtenversand
Komponente
Komponente
Komponente
Software-System
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-6
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10.1 Einführung
10.1 Einführung
Komponente/Modul
Rolle von Typen in Software-Systemen
y löst logisch und funktional zusammenhängende Aufgabe
y besitzt Schnittstelle bestehend aus Funktionssignaturen und
Zusicherungen über diese Funktionen, so dass
Außensicht
Dienst
Algorithmen und
Datenstrukturen
à …das Modul von Dritten allein bei Kenntnis der Schnittstelle benutzt werden
kann (also ohne Kenntnis der Implementierung (= des Quell-Codes))
à …das Modul allein bei Kenntnis der Schnittstelle implementiert werden kann
(also ohne Kenntnis seiner Verwendung(en), des verwendenden Codes).
ƒ Der Modul/Komponenten-Begriff ist grundlegend für die arbeitsteilige
Konstruktion größerer Systeme (in allen Ingenieurdisziplinen).
ƒ Die strikte Trennung von Implementierung und Verwendung heißt
Geheimnisprinzip (= Implementierung geheim halten) oder
Kapselung (der Implementierung gegen die Benutzung).
ƒ Das Geheimnisprinzip erlaubt es, Implementierungen
auszutauschen, ohne die Verwendung funktional zu beeinflussen.
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Innensicht
ƒ Dienst:
y Von der Komponente garantierte, von ihr erfüllte Aufgaben.
y Oder auch: Kompetenzen der Komponente.
ƒ Diensteigenschaften:
y Funktionale Eigenschaften (Dienstfunktionalität): Umfang und Wirkung
der anforderbaren Aufgaben, Schnittstelle der Komponente.
y Nichtfunktionale Eigenschaften (Dienstmerkmale oder Dienstqualitäten):
Randbedingungen, die bei der Erfüllung der Aufgaben beachtet werden.
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-7
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-8
10.1 Einführung
10.1 Einführung
Abstrakter Datentyp (ADT) = Die Schnittstelle einer Komponente und ihr
Verhalten (ein Typ) wird ohne Angabe einer konkreten Implementierung (für
alle Implementierungen gültig, also abstrakt) spezifiziert
Signatur
y Festlegung der auf dem Typ anwendbaren Operationen = Schnittstelle
y Festlegung der Wirkung der Operationen
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ƒ Die Signatur eines ADT legt fest, welche Operationen erlaubt sind,
welche Typen die Parameter der Operationen haben müssen und
von welchem Typ das Resultat ist.
ƒ Signatur des ADT Boolean:
ƒ Vorteile:
y Nutzende Komponenten können sich auf die Spezifikation der Wirkung
verlassen, ohne die Implementierung zu kennen. (Æ „Design by Contract“)
y Die Implementierung einer Komponente ist für die Nutzer geheim. Sie kann
ausgetauscht/verbessert werden, ohne dass der Nutzer betroffen ist, solange die
spezifizierte Wirkung der Operationen erhalten bleibt. (Æ Geheimnisprinzip)
y Nach der Implementierung der Operationen kann man nachweisen, dass das
Verhalten spezifikationsgemäß ist.
y Im Software-Entwicklungsprozess kann man das Nachdenken über Operationen
und deren Wirkung von der Implementierung trennen. Man muss also nicht alle
Probleme auf einmal lösen sondern kann schrittweise verfeinern.
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y
y
y
y
y
true:
false:
not:
and:
or:
Boolean
Boolean x Boolean
Boolean x Boolean
Typen der Parameter
Æ Boolean
Æ Boolean
Æ Boolean
Æ Boolean
Æ Boolean
0-stellige Funktionen
heißen Konstante
Ergebnistyp
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-9
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-10
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10.1 Einführung
10.1 Einführung
Axiome
Weitere ADT-Begriffe (1)
ƒ Axiome legen die Wirkung der Operationen fest, indem sie auf
andere Funktionen zurückführen.
ƒ Operationen, die Datenobjekte des Typs erzeugen, heißen
Konstruktoren.
ƒ Für einen ADT lässt sich eine Menge von Konstruktoren angeben,
mit der alle möglichen Datenobjekte erzeugt werden können.
ƒ Normalform eines Datenobjekts: konstruiert durch eine minimale Zahl
von Konstruktoraufrufen.
ƒ Die übrigen Konstruktoren heißen Hilfskonstruktoren.
ƒ Operation, die Informationen über einen Datentyp oder ein
Datenobjekt liefern, heißen Projektionen bzw. Selektionen
ƒ Axiome des ADT Boolean:
y
y
y
y
y
y
y
A1
A2
A3
A4
A5
A6
A7
not(false) = true
not(true) = false
and(false,false) = false
and(false,true) = false
and(true,false) = false
and(true,true) = true
or(x,y) = not(and(not(x),not(y)))
Name des Axioms
Sonderfall der Rückführung:
Spezifikation durch
vollständige Aufzählung
Man erkennt, dass es
nur 2 Datenobjekte in
diesem Datentyp gibt.
Vergleiche ADT-Konstruktoren
mit Konstruktoren in Java.
Rückführung auf die
Wirkung anderer Funktionen
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-11
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10.1 Einführung
10.1 Einführung
Mit true und false lassen
sich alle Datenobjekte
darstellen Æ einzige
Konstruktoren von Boolean.
Normalform offensichtlich.
Weiter ADT-Begriffe (2)
ƒ Beim
y Signatur
à
à
à
à
à
true:
false:
not: Boolean
and: Boolean x Boolean
or:
Boolean x Boolean
Æ Boolean
Æ Boolean
Æ Boolean
Æ Boolean
Æ Boolean
y Axiome
à
à
à
à
à
à
à
A1
A2
A3
A4
A5
A6
A7
not(false) = true
not(true) = false
and(false,false) = false
and(false,true) = false
and(true,false) = false
and(true,true) = true
or(x,y) = not(and(not(x),not(y)))
Übrige Operationen liefern
Datenobjekt des Typs.
Daher Hilfskonstruktoren.
Hier keine Projektionen.
ƒ Normalform beim Datentyp Boolean am Beispiel:
and(or(true,and(true,false))
, false)
and(or(true,
, false)
//Anwendung A5
and(not(and(not(true),not(false))) , false)
//Anwendung A7
and(not(and( false
)), false)
//Anwendung A1,A2
), false)
//Anwendung A4
, false)
//Anwendung A1
and(not(
and(
false
)
true
false
true
false
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-13
ƒ Die Wirkung von Folgen von Operationsaufrufen kann durch die
Axiome auf die Normalform zurückgeführt werden.
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//Anwendung A5
Normalform
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-14
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10.2 Programmentwicklung mit ADT
10.2 Programmentwicklung mit ADT
Beispiel: Einsatz eines ADTs bei der Programmentwicklung
ƒ Datentyp Wörterbuch (Ew, Dw)
ƒ Signatur:
ƒ Gesucht ist ein Programm, dass die deutsche Bedeutung englischer
Wörter speichert und dann diesbezügliche Fragen beantworten kann.
(Mit vielen sehr vereinfachenden Annahmen …)
y
y
y
y
Ew: Menge der englischen Wörter
Dw: Menge der deutschen Wörter
Eingabe beim Speichern: endl. Menge von Wortpaaren (x,y) 0 Ew x Dw
Ausgabe beim Abfragen von z 0 Ew: b 0 Dw c {?} mit b 0 Dw wenn (z,b)
gelernt wurde und b=? sonst.
ƒ Offensichtlich muss das Programm die Operationen „eintragen“ und
„nachschlagen“ bewältigen, die auf einem Zustandsspeicher
operieren.
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-15
y create:
y enter:
y find:
Æ Wörterbuch
Wörterbuch x Ew x Dw Æ Wörterbuch
Wörterbuch x Ew
Æ Dw c {?}
create erschafft ein
leeres Wörterbuch
ƒ Axiome:
y A1:
find(create, z) = ?
y A2:
find(enter(d, x, y), z) =
Zusammenhang
zwischen enter und find
y
falls x=z
find(d, z)
sonst
Die Kunst der Spezifikation besteht darin,
genau das Wesentliche und nichts Überflüssiges zu sagen.
Rekursive Rückführung
auf die Bedeutung eines
kleineren Ausdrucks
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2 Konstruktoren,
1 Projektion
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-16
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10.2 Programmentwicklung mit ADT
10.2 Programmentwicklung mit ADT
ƒ Man kann zeigen, dass find(d,z) den letzten Eintrag für z findet, falls
ein solcher existiert, und sonst „?“ liefert.
ƒ Beweis per struktureller Induktion
ƒ Nachdem die Wirkung der Operationen abstrakt festgelegt sind, kann
man über die Implementierung nachdenken:
y Die einzige Chance, ein Wörterbuch „quasi aus dem Nichts“ zu erzeugen
bietet die Operation create
y Weitere Wörterbücher können nur durch die Operation enter entstehen.
y Induktionsanfang:
à Das Wörterbuch hat die Länge 0 und die Form create
à Nach A1 hat find(create,z) das gewünschte Resultat.
y Liste, Suchbaum, … später mehr
ƒ Hier Implementierung mit einer Reihung
y feste maximale Länge oder Längenverdopplung bei Ausschöpfung
y Implementierungsansatz 1:
à Verweise auf die Wortpaare werden bei enter sequentiell aufsteigend in die
Reihung eingetragen.
à find sucht die Reihung rückwärts nach einem Treffer ab.
y Induktionsschluss: „n-1Æn“
à Das Wörterbuch hat die Form
enter(enter(…enter(create,(x1,y1),…,(xn-1,yn-1),(xn,yn))
à Falls xn=z, dann liefert find aufgrund von A2 den letzten Eintrag von z ins
Wörterbuch.
à Andernfalls hat find in dem Wörterbuch der Länge n-1 nach
Induktionsvoraussetzung das gewünschte Verhalten.
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-17
ƒ Es gibt unterschiedliches Möglichkeiten
y Implementierungsansatz 2:
à Verweise auf die Wortpaare werden bei enter sequentiell aufsteigend in die
Reihung eingetragen. Duplikate ersetzen den alten Eintrag vollständig.
à find durchsucht die Reihung in beliebiger Reihenfolge nach einem Treffer.
y Welcher Ansatz ist besser?
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-18
Anzahl Vergleiche
im ?-Fall
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Kapitel 10 – Abstrakte Datentypen
10.1 √ Einführung
10.2 √ Programmentwicklung mit ADT
10.3 Liste
= Datentyp zur Speicherung,
Organisation, Verwaltung
von Objekten eines
Elementdatentyps
ƒ
y Falls das Feld zu klein ist, kann ein Programmfehler auftreten oder man muss extra Code
zum Anlegen größerer Felder und Kopieren in diese schreiben (Laufzeit!)
y Falls das Feld zu groß ist, wird unnötig Platz verschwendet. Dadurch werden evtl. andere
Programme behindert, d. h. diese können nicht laufen oder laufen langsam
(Æ Technische Informatik: 2 „Cache-Nutzung“ oder Æ Softwaresysteme 1: Seitenwechsel).
y Falls Elemente in einer bestimmten Reihenfolge gehalten werden sollen, dann erfordert
das Einfügen oder Löschen von Elementen in einem Feld Kopierarbeit.
Im folgenden werden Behälterdatentypen als ADT formuliert.
y Typ der Elemente im Behälter ist Parameter des ADT
y Behälterdatentypen sind sehr bedeutsam für die Praxis
10.3
10.4
10.5
10.6
10.7
Liste
Keller
Schlange
Binärbaum
Menge und Mehrfachmenge
Um mit Mengen von Datenelementen umzugehen, kann man ein- oder
mehrdimensionale Reihungen benutzen. Für Reihungen muss man aber zum
Erzeugungszeitpunkt angeben, wie viele Elemente gebraucht werden.
ƒ
Listen vermeiden diese Nachteile:
y Listen enthalten nicht mehr Elemente als nötig.
y Listen können beliebig wachsen und schrumpfen.
y Listen können an beliebiger Stelle Elemente einfügen oder entfernen, ohne dabei andere
Elemente verlagern (kopieren) zu müssen.
ƒ
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Listen haben aber einen Nachteil. Im Gegensatz zu Feldern gibt es keine
Indizierungsoperation (z. B. adresse[9923]). Algorithmen, die eine Indizierung
erfordern, laufen deshalb auf Listen nur langsam.
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-19
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10.3 Liste
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-20
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10.3 Liste
append
ƒ Gedanklich:
Pfeilrichtung wird klar
bei Implementierung
tail
neuestes Element
Parameterlose Operation
ƒ Signaturdiagramm:
head
head
create
ƒ Signatur Liste(T)
y
y
y
y
y
create:
append:
head:
tail:
length:
Æ Liste
Æ Liste
ÆT
Æ Liste
Æù
T x Liste
Liste
Liste
Liste
Konstruktoren
T
Projektion
Hilfskonstruktor
Projektion
append
tail
ƒ Axiome
y
y
y
y
A1:
A2:
A3:
A4:
head(append(x,l)) = x
tail(append(x,l)) = l
length(create) = 0
length(append(x,l))=1+length(l)
Liste
head(create) und
tail(create) sind
nicht spezifiziert.
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Typ
Operation mit
2 Parametern
length
ù
Hier könnte das
Signaturdiagramm
mit Operationen
auf ù fortgesetzt
werden.
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-21
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-22
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10.3 Liste
10.3 Liste
Anmerkungen zur Normalform
Anmerkungen zur Implementierung
ƒ In welcher Reihenfolge auch immer Elemente per append an die
Liste angefügt und per tail aus der Liste entfernt werden, die
Normalform besteht stets aus der Listenerzeugung plus sequentieller
Anfügung in der Listenreihenfolge.
(Beweis mit struktureller Induktion)
ƒ Beispiel:
tail(append(B,append(A,create)))
ƒ Verschiedenste Implementierungsmöglichkeiten
ƒ Hauptunterschiede: wie einfach gelangt man von der Position eines
Listenelements zum Vorgänger/Nachfolger
ƒ Erweiterung um diverse zusätzliche Operationen möglich/üblich:
ƒ Diese Erweiterungen lassen sich stets auf eine Folge der obigen
Elementaroperationen zurückführen (und können in diesem Sinne als
Hilfskonstruktoren erklärt werden).
A B
append(A
append(B
tail
Entspricht in Normalform:
append(A,create)
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-23
y Einfügen, Löschen an beliebiger Stelle im Inneren der Liste
y Verketten zweier Listen
y Zugriff auf Anfangs-/End-/Teillisten
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-24
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10.3 Liste
10.3 Liste
Implementierungsbeispiel
Implementierungsbeispiel „append“
Liste
class Element {
int datum;
Element voriges;
}
class Liste {
kopf
Element
voriges
neuestes
Element
Element kopf;
Liste append(Element neu) {…}
Element head() {…}
Liste() {…}
int length() {…}
}
class Liste {
...
Liste append(Element neu) {
neu.voriges = kopf;
kopf = neu;
return this;
}
}
Liste
kopf
neu
Element
voriges
voriges
voriges
voriges
voriges
Verweis wird kopiert
Beachte: Dies ist ein Implementierungsbeispiel.
Später lernen wir bessere Implementierung kennen.
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-25
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10.3 Liste
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-26
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10.3 Liste
Implementierungsbeispiel „head“
class Liste {
...
Element head() {
return kopf;
}
}
Implementierungsbeispiel „tail“
Liste
kopf
Element
voriges
class Liste {
...
Liste tail() {
if (kopf != null)
kopf = kopf.voriges;
return this;
}
}
Liste
kopf
Element
voriges
voriges
Ein Verweis auf diese
zuletzt eingefügte Listenelement wird geliefert.
voriges
voriges
voriges
tail ist auf leerer Liste nicht
definiert. Schutzabfrage.
Später besser.
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-27
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10.3 Liste
Implementierungsbeispiel „length“
class Liste {
...
//rekursiver Ansatz
int length() {
return length(kopf);
}
private int length(Element e) {
if (e == null) {
return 0;
} else {
return 1+length(e.voriges);
}
}
}
Der Speicherbereiniger
entfernt den früheren
Listenkopf (irgendwann)
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-28
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10.3 Liste
Implementierungsbeispiel „length“
Liste
kopf
Element
1+…
3
voriges
2
voriges
1+…
1
1+…
voriges
class Liste {
...
//entrekursivierte Fassung
int length() {
int len = 0;
Element e = kopf;
while (e != null) {
e = e.voriges;
len += 1;
}
return len;
}
}
Liste
kopf
Element
0, e
voriges
1, e
voriges
2, e
voriges
3, e
0
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-29
voriges
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10.3 Liste
10.3 Liste
Implementierungsbeispiel „reverse“
Implementierungsbeispiel „reverse“ - Fehlersuche (1)
Liste
class Liste {
...
Liste reverse() {
Liste neueListe = new Liste();
while (kopf != null) {
neueListe.append(kopf);
tail();
}
return neueListe;
}
}
Liste
kopf
Element
voriges
voriges
voriges
Liste reverse() {
Liste neueListe = new Liste();
while (kopf != null) {
neueListe.append(kopf);
tail();
}
return neueListe;
}
Liste append(Element neu) {
neu.voriges = kopf;
kopf = neu;
return this;
}
Was ist hier
falsch?
kopf
Element
voriges
voriges
voriges
neueListe
kopf
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-31
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-32
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10.3 Liste
M. Philippsen
10.3 Liste
Implementierungsbeispiel „reverse“ - Fehlersuche (2)
Implementierungsbeispiel „reverse“ - korrigiert
Liste
Liste reverse() {
Liste neueListe = new Liste();
while (kopf != null) {
neueListe.append(kopf);
tail();
}
return neueListe;
}
Liste append(Element neu) {
neu.voriges = kopf;
kopf = neu;
return this;
}
Liste
kopf
Element
voriges
verwaist:
voriges
class Liste {
...
Liste reverse() {
Liste neueListe = new Liste();
while (kopf != null) {
Element e = kopf;//bzw head()
tail();
//Zeiger in e
//noch korrekt
neueListe.append(e);
}
return neueListe;
}
}
kopf
Element
voriges
voriges
voriges
neueListe
kopf
voriges
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-33
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-34
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10.3 Liste
10.3 Liste
Orthogonale Liste (1)
Orthogonale Liste (2)
ƒ Listenelemente gleichzeitig in mehreren Listen führen.
ƒ Beispiel: dünnbesetzte Matrix
Spaltenköpfe
ƒ Listenelemente gleichzeitig in mehreren Listen führen.
ƒ Beispiel: dünnbesetzte Matrix
…
0 0 0
0 0 0
0 4.1 0
0 0 5.7
0 …
0 …
0 …
0 …
…
Annahme: weniger als
1% der Matrix-Elemente
sind ungleich Null
Spaltenköpfe
…
1.0 2.3
1.0 2.3
2.5
1.3
4.1
5.7
Zeilenköpfe
2.3
2.5
0
0
Zeilenköpfe
1.0
0
1.3
0
…
2.5
1.3
4.1
Jedes Element speichert:
• Zeilenindex
• Zeilennächster
• Spaltenindex
• Spaltennächster
5.7
…
…
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10.3 Liste
10.4 Keller/Stapel („stack“)
Übliche Erweiterungen des bisherigen ADT Liste
ƒ Gedanklich
y advance: Liste Æ Liste
y restore: Liste Æ Liste
y insert: T x Liste Æ Liste
y delete: Liste Æ Liste
y element: Liste Æ T
y endpos: Liste Æ Bool
Entfernte
Elemente
4.
Eingefügte
Elemente
4. 3. 2. 1.
ƒ Konzept des Positionszeigers, der auf ein Element der Liste zeigt.
rückt der Positionszeiger ein Element weiter
setzt Positionszeiger auf Anfang zurück
fügt an der Stelle des Positionszeigers ein
neues Element ein
löscht das Element aus der Liste, auf das
der Positionszeiger verweist.
liefert das Element, auf das der Positionszeiger verweist.
true, falls der Positionszeiger auf das letzte
Listenelement zeigt.
Keller
Das zuletzt
eingefügte Element
kommt als 1. heraus.
4.
• Letzter-Zuerst-Strategie
(„last in first out“, LIFO)
• Wenden eines Zugs über
ein Abstellgleis
3.
2.
1.
Auslesen liefert das zuletzt eingefügte Element.
Entfernen entfernt das zuletzt eingefügte Element.
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10.4 Keller/Stapel („stack“)
create:
push:
pop:
top:
empty:
T x Keller
Keller
Keller
Keller
ƒ Signaturdiagramm:
Æ Keller
Æ Keller
Æ Keller
ÆT
Æ Boolean
top
Axiome für LIFOVerhalten
T
ƒ Axiome:
y
y
y
y
A1:
A2:
A3:
A4:
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10.4 Keller/Stapel („stack“)
ƒ Signatur Keller(T)
y
y
y
y
y
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-38
pop(push(x,s)) = s
top(push(x,s)) = x
empty(create) = true
empty(push(x,s)) = false
push
Ebenso wie tail
eine verkürzte
Liste zurück gibt,
liefert pop einen
Keller ohne das
oberste Element.
empty
Bool
false
Hier mit Teilen des
Signaturdiagramms
von Boolean
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10.4 Keller/Stapel („stack“)
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10.4 Keller/Stapel („stack“)
Kellerimplementierung mit einer Liste
ƒ Abbildung:
y
y
y
y
y
y
Keller
true
pop
ƒ Normalform: nur create und push sind Konstruktoren.
ƒ LIFO-Eigenschaft mit vollständiger Induktion beweisbar.
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-39
create
createKeller = createListe
push(x,s) = append(x,s)
pop(append(x,s)) = s
top(append(x,s)) = x
empty(create) = true
empty(append(x,s)) = false
Der ADT Keller wird hier
auf den ADT Liste
zurückgeführt: es ist
angegeben, wie man
grundsätzlich mit jeder
korrekt implementierten
Liste einen Keller
implementieren kann.
ƒ Keller werden benötigt zur Rückstellung von (Teil-)Problemen, die
man später bearbeiten oder vervollständigen will. Zum Beispiel:
y zur Implementierung der Rekursion,
y zur Verarbeitung von Klammerstrukturen
y zur Bearbeitung von Bäumen (in späterem Kapitel der Vorlesung)
ƒ Beispiel:
top(push(x,s))
= top(append(x,s))
= x
//Nachweis der Keller-Eigenschaften trivial
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-41
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-42
M. Philippsen
10.4 Keller/Stapel („stack“)
10.4 Keller/Stapel („stack“)
Keller zur Implementierung geschachtelter Methodenaufrufe
Keller zur Auswertung arithmetischer Ausdrücke in Postfixform
ƒ Für jeden Methodenaufruf wird eine Methodenschachtel angelegt.
Schachteln werden nach LIFO-Strategie wieder freigegeben.
ƒ Arithmetischer Ausdruck: 5 * (7 - 3)
ƒ Postfixform:
573-*
ƒ Ablauf:
m() {
...
n();
...
}
n() {
...
o();
...
}
m()-Aufruf
Rücksprungadresse
o()-Aufruf
Keller der MethodenSchachteln bis zum
o
Aufruf von o.
n()-Aufruf
m
n
m
y
y
y
y
Operanden auf den Keller legen, bis Operator erreicht
Dann zwei Operanden vom Keller nehmen, Ergebnis berechnen
Ergebnis auf den Keller legen,
u.s.w.
push 5
push 7
push 3
5
7
5
3
7
5
n
m
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-43
M. Philippsen
10.4 Keller/Stapel („stack“)
ƒ Original:
Alle Kellerelemente zusammen multiplizieren
ƒ fakultaet(4)
20
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-44
M. Philippsen
ƒ Die Listenimplementierung aus Abschnitt 10.3 funktioniert bereits
nach dem LIFO-Prinzip. Sie ist leicht in eine Keller-Implementierung
umzuwandeln. (Bei anderen Implementierungsweisen ggf. schwerer.)
ƒ Speicherbereiche werden in der Regel durch eine Reihung und einen
Stapel-Zeiger realisiert:
0
n
while (!keller.empty())
ergebnis *= keller.topAndPop();
push 4
push 3
push 2
4
3
4
2
3
4
top,pop
erg = 2
top,pop
erg = 6
3
4
top,pop
erg = 24
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
Erster-Zuerst-Strategie
(„first in first out“, FIFO)
dequeue
Wegnehmen des
ältesten Elements
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-46
M. Philippsen
Beispiel Schlange
ƒ Aufbau einer Schlange
y enq(2,enq(1,create))
ƒ Signatur Schlange(T)
1
create
enq(1,…
ƒ Arbeiten auf der Schlange
Æ Schlange
Æ Schlange
ÆT
Æ Schlange
Æ Boolean
y deq(enq(2,enq(1,create)))
2
1
enq(2,…
2
deq(enq(2,…
= enq(2, create))
y front(enq(2,enq(1,create)))
=1
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-47
n
E
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
Kopf
y Im Unterschied zu Kellern, bei denen man Elemente an einem Ende
sowohl anfügt als auch wegnimmt, geschieht bei Schlangen das
Hinzufügen an einem und das Wegnehmen am anderen Ende.
T x Schlange
Schlange
Schlange
Schlange
pop
SP
M. Philippsen
enqueue
Hinzufügen des
neuesten Elements
SP
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-45
Ende
push E
0
4
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
create:
enq:
front:
deq:
empty:
4
5
Anmerkung zur Implementierung
n wird auf den Keller gelegt.
long fakultaet (int n) {
return (n == 0) ? 1 : n*fakultaet(n-1);
}
y
y
y
y
y
top, pop, top,pop,
top, pop, top,pop,
push (7-3) push (5*4)
10.4 Keller/Stapel („stack“)
Fakultätsfunktion mit expliziter Kellerung
ƒ Gedanklich
Kellermaschine
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-48
M. Philippsen
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
ƒ Axiome
y A1:
deq(enq(x,q)) =
q
falls empty(q)
enq(x,deq(q))
sonst
ƒ Normalform: nur create und enq sind Konstruktoren.
ƒ FIFO-Eigenschaft per vollständiger Induktion beweisbar.
Für eine nicht-leere Schlage ist es unerheblich, ob man zuerst ein Element
anhängt und dann eines wegnimmt oder umgekehrt.
y A2:
front(enq(x,q)) =
x
falls empty(q)
front(q)
sonst
Das vorderste (älteste) Element einer Schlange ist unabhängig davon, ob noch
weitere Element mittels enq angehängt sind.
y A3:
y A4:
empty(create) = true
empty(enq(x,q)) = false
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-49
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-50
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
ƒ Signaturdiagramm:
Schlangenimplementierung mit einer Liste (1)
front
T
create
enq
true
empty
Queue
Bool
deq
false
Hier mit Teilen des
Signaturdiagramms
von Boolean
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
ƒ Abbildung:
y createSchlange = createListe
y deq(append(x,q)) = q
y front(append(x,q)) = x
append(x,createListe)
falls empty(q)
y enq(x,q) =
append(y,enq(x,l))
sonst, mit q=append(y,l)
y empty(create) = true
Das neue Element x wird durch diese
y empty(append(x,s)) = false
rekursive Definition bis zum Ende der
resultierenden Liste „geschoben“, aus
der es als letztes herausgeholt wird.
ƒ Korrektheit der Abbildung ist leicht durch Einsetzen nachzuweisen.
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-51
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-52
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
Schlangenimplementierung mit einer Liste (2)
ƒ Schlangen werden zur Abarbeitung von Aufträgen in
Eingangsreihenfolge verwendet:
append(x,createListe)
y
y
y
y
y
y
falls empty(q)
enq(x,q) =
append(y,enq(x,l))
ƒ Beispiel:
enq(2,enq(1,createSchlange))
append(1,createListe)
enq(2,
falls q=append(y,l)
Prozessverwaltung im Betriebssystem
Speicherverwaltung
Druckaufträge
Kommunikationssoftware
Tastaturpuffer
…
front würde 1
liefern, FIFO
append(1,enq(2,createListe))
2
2
1
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-53
M. Philippsen
1
)
append(2,createListe)
append(1,
)
M. Philippsen
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-54
M. Philippsen
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
Anmerkung zur Implementierung (1)
Schlange
ƒ Schlangen werden mit zusätzlichem
Zeiger auf das Schlusselement
implementiert.
ƒ Leere Schlange: kopf=ende=null
kopf
ende
ƒ Einelementige Schlange: Sowohl
kopf als auch ende zeigen auf
dasselbe einzige Schlangenelement.
ƒ enq: voriges-Verweis des
bisherigen ende-Elements auf das
neue Element zeigen lassen.
Dann ende-Verweis der Schlange
auf das neue Element setzen.
Schlange
Anmerkung zur Implementierung (2)
Element
voriges
voriges
voriges
ƒ deq: kopf-Verweis auf den Nachfolger
des aktuellen Kopfs versetzen.
ƒ Achtung: wenn die Schlange nur ein
Element hatte, dann zeigt ende-Verweis
danach noch auf das entfernte Element.
ende-Verweis muss ebenfalls auf
null gesetzt werden.
voriges
voriges
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-55
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-56
M. Philippsen
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
ƒ Ähnlich wie beim Keller kann auch eine Reihung/ein Speicherbereich
zur Schlangenimplementierungen verwendet werden:
„Zirkuläre Reihung“
0
0
ende
Das erst Element folgt auf
das letzte.
Für jeden Index
ist die nächste Position
modulo der max. Schlangengröße.
Man benötigt eine logische
Variable voll, um den Zustand
der Schlange zu protokollieren.
F
n
F
kopf
ende
F
E
0
deq
Element
voriges
voriges
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
enq E
kopf
ende
n
E
ende
kopf
kopf
0
n
E
kopf
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
ende
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-57
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-58
M. Philippsen
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
Prioritätswarteschlange („priority queue“)
Beispiel Prioritätswarteschlange
ƒ Die Elemente haben eine Priorität. Beim Auslesen wird nicht das am
längsten in der Schlange befindliche Element (FIFO) geliefert,
sondern das Element höchster Priorität, das am längsten in der
Schlange war.
ƒ Beispiel:
ƒ Aufbau einer Prioritätswarteschlange
y Lebensalter
y Kreditwünsche nach Höhe
Elemente haben den Typ (T,ù)
ƒ Signatur Schlange(T,ù)
y
y
y
y
y
create:
enq:
front:
deq:
empty:
T x ù x Schlange
Schlange
Schlange
Schlange
a2
create
v3 a2
enq((a,2)… enq((v,3),…
b2 v3 a2
enq((b,2),…
x3 b2 v3 a2
enq((x,3),…
ƒ Arbeiten auf der Schlange
Æ Schlange
Æ Schlange
ÆTxù
Æ Schlange
Æ Boolean
y front(deq(…siehe oben…))
front
x3 b2 v3 a2
= (x,3)
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Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-59
y enq((x,3),enq((b,2),enq((v,3),enq((a,2),create))))
front
x3 b2 a2
deq(…
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-60
M. Philippsen
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
Prioritätswarteschlange („priority queue“)
ƒ Axiom der Schlange
ƒ Zusätzlich erforderliche Operation:
y A1:
Æù
y maxprio: Schlange
Æ maxprio gehört nicht zur Signatur der Prioritätswarteschlange, weil kein
Benutzer der Prioritätswarteschlange den Wert von maxprio wissen
muss.
Æ In Java: maxprio als private Methode vereinbaren!
q
falls empty(q)
enq(x,deq(q))
sonst
deq(enq(x,q)) =
Für eine nicht-leere Schlange ist es unerheblich, ob man zuerst ein Element
anhängt und dann eines wegnimmt oder umgekehrt.
Falls (x,g) höchste
Priorität hat, entfernt
deq dieses Paar.
ƒ Axiom der Prioritätswarteschlange
ƒ Zugehöriges Axiom:
y A5:
g
g
maxprio(q)
maxprio(enq((x,g),q) =
falls empty(q)
falls maxprio(q)<g
sonst
y A1:
deq(enq((x,g),q)) =
q
q
enq((x,g),deq(q))
falls empty(q)
falls maxprio(q)<g
sonst
Paar (Element, Priorität)
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-61
M. Philippsen
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
Implementierung einer Prioritätswarteschlange mit einer Liste
x
falls empty(q)
front(q)
sonst
ƒ Jetzt: Einfügen sortiert nach Priorität, keine Hilfsoperation maxprio
front(enq(x,q)) =
ƒ Abbildung:
Das vorderste (älteste) Element einer Schlange ist unabhängig davon, ob noch
weitere Element mittels enq angehängt sind.
Falls (x,g) höchste
Priorität hat, liefert
front dieses Paar.
ƒ Axiom der Prioritätswarteschlange
y A2:
M. Philippsen
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
ƒ Axiom der Schlange
y A2:
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-62
(x,g)
front(enq((x,g),q)) = (x,g)
front(q)
falls empty(q)
falls maxprio(q)<g
sonst
Falls (x,g) höchste
Priorität hat, einfach
y createSchlange = createListe
an Liste anhängen
y deq(append((x,g),q)) = q
y front(append((x,g),q)) = (x,g)
append((x,g),createListe)
falls empty(q)
y enq((x,g),q) =
append((x,g),q)
falls front(q).gewicht<g
append(y,enq((x,g),l))
sonst, mit q=append(y,l)
y empty(create) = true
Sonst Listenkopf
y empty(append((x,g),s)) = false
überspringen und in q gemäß
Sortierung einfügen
ƒ Korrektheit der Abbildung ist leicht durch Einsetzen nachweisbar.
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-63
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-64
M. Philippsen
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
Anmerkungen zur Implementierung
Anmerkungen zur Implementierung (2)
ƒ Einsetzen eines Elements in eine Warteschlange
ƒ Einsetzen eines Elements in eine Warteschlange
y Leere Schlange
y Nicht-leere Schlange
kopf
ende
à in der Mitte
kopf
ende
voriges
voriges
kopf
ende
y Nicht-leere Schlange
voriges
voriges
voriges
à als neuen Kopf
voriges
kopf
ende
voriges
voriges
voriges
à am Ende
kopf
ende
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-65
Das Einsetzen erfolgt immer nach
einem vorhandenen Element.
voriges
voriges
voriges
voriges
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-66
M. Philippsen
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
Schleppzeiger (1)
Schleppzeiger (2)
ƒ Beim Implementieren einer Prioritätswarteschlange sucht man die
Stelle zum sortierten Einfügen eines neuen Elements.
ƒ Mit einem Verweis läuft man die Schlange ab, bis man ein Element
kleinerer Priorität gefunden hat. Das Einfügen muss aber vor diesem
Element erfolgen.
kopf
ende
85 (neu)
voriges
100
voriges
90
voriges
80
voriges
kopf
ende
100<85?
90<85?
Æ Benutze Verweis, der stets um ein
Element hinter Lauf-Verweis zurück ist
Wenn man
wirklich will, dann
kann man ohne
Schleppzeiger
auskommen.
Wie?
Element laufZeiger = kopf;
Element schleppZeiger = null;
while ((laufZeiger != null) &&
(laufZeiger.prio >= neu.prio)) {
schleppZeiger = laufZeiger;
laufZeiger = laufZeiger.voriges;
} ...
100
voriges
90
voriges
80
voriges
80<85?
85 (neu)
voriges
Neues Element ist
vor diesem Element
einzusetzen.
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
100<85?
SL
SL
90<85?
SL
80<85?
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-67
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-68
M. Philippsen
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
Anmerkungen zur Implementierung (3)
Anmerkungen zur Implementierung (4)
ƒ Entfernen eines Elements aus einer nicht-leeren Warteschlange
ƒ Entfernen eines Elements aus einer nicht-leeren Warteschlange
y am Anfang
kopf
ende
y in der Mitte
kopieren
voriges
voriges
kopf
ende
voriges
voriges-Verweis des ersten/zu löschenden
Schlangenelements wird in kopf kopiert.
Erstes Schlangenelement ist anschließend verwaist
und kann vom Speicherbereiniger entfernt werden.
kopieren
y am Ende
kopf
ende
voriges
voriges
voriges
kopieren
voriges
voriges
voriges
Schleppzeiger
ist notwendig
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-69
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-70
10.5 Schlange/Warteschlange („queue“)
Kapitel 10 – Abstrakte Datentypen
Doppelte Verkettung
10.1 √ Einführung
10.2 √ Programmentwicklung mit ADT
ƒ Die Verzeigerung der Elemente nur in eine Richtung erfordert einen
Schleppzeiger wenn auf das „vorhergehende“ Element zugegriffen
werden soll.
ƒ Das Durchlaufen der Schlange in umgekehrter Richtung erfordert
eine umständliche Umordnung der Elemente in eine neue Liste
ƒ Besser: Verweis auf Vorgänger und Nachfolger
?
voriges
nächstes
voriges
nächstes
voriges
nächstes
?
Unterschiedliche Möglichkeiten für Zeiger an Enden der Schlange:
- zyklische Verkettung/zirkuläre Liste
- null als Markierung
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-71
M. Philippsen
Im folgenden werden Behälterdatentypen als ADT formuliert.
y Typ der Elemente im Behälter ist Parameter des ADT
y Behälterdatentypen sind sehr bedeutsam für die Praxis
10.3 √
10.4 √
10.5 √
10.6
10.7
Liste
Lineare Datentypen, lassen sich auf
Keller
eine Liste zurückführen
Schlange
Binärbaum
Menge und Mehrfachmenge
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-72
M. Philippsen
17.1 Graph-Grundlagen
17.1 Graph-Grundlagen
ƒ Ein stark zusammenhängender ungerichteter Graph heißt Baum,
wenn es keine Schlingen gibt und wenn es zwischen je zwei
verschiedenen Knoten genau einen einfachen Pfad gibt.
Bei gerichteten Graphen sind mehr Begriffe nötig:
ƒ Bei gerichteten Graphen ist ein Baum ein Wurzelgraph, in dem zu
jedem Knoten genau ein (eindeutiger) Pfad von der Wurzel aus führt.
y Gerichteter azyklischer Graph (DAG, „directed acyclic graph“):
Gerichteter Graph ohne Zyklen.
y Ein Knoten v eines DAG heißt Wurzel, falls es keine auf ihn gerichteten
Kanten gibt. Hat ein DAG nur eine Wurzel, so heißt er Wurzelgraph.
X
X
Wurzel
Wurzelgraph:
DAG:
Wurzel
Baum:
Es gibt noch andere
Möglichkeiten, um durch
Entfernen von Kanten
aus dem Graph ein
Baum zu machen.
X
ƒ Ein DAG mit mehreren Wurzeln, aber eindeutigen Pfaden, heißt
Wald.
Wurzel
nur zyklenfrei, wenn X entfernt ist.
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Wurzel
Algorithmik 1, WS 2004/05, Vorgriffssfolie
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05, Vorgriffssfolie
M. Philippsen
17.1 Graph-Grundlagen
17.1 Graph-Grundlagen
ƒ Aus dieser Baum-Definition folgt:
Weitere Baum-Begriffe (1)
y Es gibt (auch bei gerichteten Graphen) keinen Zyklus.
y Die Wurzel ist der einzige Knoten ohne direkten Vorgänger.
y Jeder andere Knoten hat genau einen direkten Vorgänger, er kann aber
beliebig viele direkte Nachfolger haben.
ƒ Abweichend zu ungerichteten Graphen definiert man:
y Der Grad eines Knotens ist die Anzahl der Nachfolger eines Knotens.
(Es werden also nur die Ausgangskanten berücksichtigt.)
y Der Grad des Baums ist der maximale Grad seiner Knoten.
y Ein Knoten mit Grad 0, also ohne Nachfolger, heißt Blatt.
y Alle anderen Knoten heißen innere Knoten des Baums.
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05, Vorgriffssfolie
ƒ Binärbaum = Baum mit Grad 2
y Jeder Knoten hat maximal 2 Nachfolger.
y Man spricht vom rechten/linken Kind (Nachfolger, Sohn).
y Wenn bei der graphischen Darstellung von Bäumen klar ist, welcher
Knoten die Wurzel ist (und welche Richtung die Kante zwischen
Elternknoten und Kinderknoten hat), kann man auf die Pfeilspitzen
verzichten.
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05, Vorgriffssfolie
M. Philippsen
17.1 Graph-Grundlagen
17.1 Graph-Grundlagen
Weitere Baum-Begriffe (2)
Am Beispiel:
innerer Knoten
ƒ Der Unterbaum eines Knotens v im Baum sind v und alle
nachfolgenden Knoten plus die verbindenden Kanten.
y Unterbäume sind wieder Bäume.
Wurzel
ƒ Die Länge des Pfades von der Wurzel zu einem Knoten k bestimmt
die Höhe von k im Baum.
y Die Wurzel hat die Höhe 0.
y Die Höhe aller direkten Nachfolger eines Knotens v ist um 1 größer als
die Höhe von v.
1:2
0:1
ƒ Triviale Bäume: leerer Graph; kantenloser Graph mit nur einem
Knoten.
2:0
4:0
Blatt
3:1
n:m = Höhe:Grad
Blatt
2:1
Unterbaum dieses Knotens:
0:1
2:0
Grad des Baums: 2
1:1
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05, Vorgriffssfolie
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05, Vorgriffssfolie
M. Philippsen
17.1 Graph-Grundlagen
17.1 Graph-Grundlagen
Beispiele:
Ausdrucksbaum
„Kantorowitsch-Baum“ 5 * (7-3)
B
H
Elisabeth
7
3
Victoria
Loius
Alice
Olga
Georg I
Andrew
J
D
B
Elisabeth II
Mary
Georg VI
George V
-
5
A
Cecilia
Claude
*
Andere Darstellungsformen von Bäumen
ƒ Kontour-Darstellung
▪ Einrückungsdarstellung
Abstammungsbaum
F
C
A
H
J
G
C
E
D
E
Charles
G
F
Philip
ƒ Listendarstellung
A(B(HJ)C( DE( G)F ))
ist Kind von
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05, Vorgriffssfolie
M. Philippsen
10.6 Binärbaum
create:
bin:
left:
right:
value:
empty:
Beispiel Binärbaum
Æ BinBaum
Æ BinBaum
Æ BinBaum
Æ BinBaum
ÆT
Æ Boolean
BinBaum x T x BinBaum
BinBaum
BinBaum
BinBaum
BinBaum
ƒ Hilfefunktion:
A1:
A2:
A3:
A4:
A5:
leaf v = bin(create,v,create) //erzeuge Blatt
ƒ value(left(bin(leaf(3),2,leaf(4))))
leaf(3)
leaf(4)
3
ƒ Axiome:
y
y
y
y
y
M. Philippsen
10.6 Binärbaum
ƒ Signatur BinBaum(T)
y
y
y
y
y
y
Algorithmik 1, WS 2004/05, Vorgriffssfolie
left(bin(x,b,y)) = x
right(bin(x,b,y)) = y
value(bin(x,b,y)) = b
empty(create) = true
empty(bin(x,b,y)) = false
=3
2
bin(..2..)
3
4
4
ƒ empty(left(left(…obiger Baum…))
2
3
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
left(..)
4
left(..)
3
3
= true
left(..)
Die „leeren Nachfolger“
der Blätter zählen bei
der Baumhöhe nicht mit.
3
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-81
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-82
M. Philippsen
10.6 Binärbaum
10.6 Binärbaum
ƒ Signaturdiagramm:
Anmerkungen zur Implementierung (1)
ƒ Explizite Darstellung mit Verweisen
value
T
bin
create
BinTree
empty
true
y Verweise von Knoten zu Nachfolgern/Kindern/Söhnen
Reihung von Verweisen,
maximaler Knotengrad legt
Länge der Reihung fest.
Binärbaum: 2
Bool
y Verweise auf Vorgänger/Elternknoten/Vater
left,right
Allgemeine Bäume: bei
stark schwankendem
Grad, kann ggf. Liste mit
Verweisen günstiger sein.
false
dreistellige Operation
Hier mit Teilen des
Signaturdiagramms
von Boolean
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-83
y beide Sorten von Verweisen
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-84
Kanten im Baum
M. Philippsen
10.6 Binärbaum
10.6 Binärbaum
Anmerkungen zur Implementierung/beliebiger Grad (2)
Anmerkung zur Implementierung (3)
ƒ Explizite Darstellung mit Verweisen
ƒ Mit Reihungen und Indizes, ohne explizite Verweise
y Mit maximal 2 Verweisen: Ein Knoten zeigt nur auf einen Nachfolger, der
dann die Geschwisterknoten verkettet
nicht sinnvoll
für Binärbäume
A
B
A B C D E F G
0 1 2 3 4 5 6 zugeordneter Index
C
D
E
F
3 -1 -1 5 -1 -1 Index linkes Kind
4 -1 -1 6 -1 -1 Index rechtes Kind
1
2
G
für allgemeine
Bäume: mehr Zeilen
zeigt auf Geschwisterknoten
zeigt auf Kind
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
-1 steht für: kein
Nachfolger vorhanden
Während die strukturverändernden Operationen des ADT bei Speicherung
mit Verweisen relativ leicht machbar sind, müssen hier die Index-Reihungen
i.A. größtenteils ersetzt werden.
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-85
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-86
M. Philippsen
10.6 Binärbaum
10.6 Binärbaum
Anmerkungen zur Implementierung (4)
Haldenspeicherung
ƒ Implizite Darstellung:
ƒ Die implizite Darstellung eines Baums in einer Reihung wird oft
verwendet, um eine Halde („heap“) zu speichern.
ƒ Halden sind ideal zur Implementierung von Prioritätswarteschlangen.
ƒ Haldeneigenschaft: Eine Halde zeichnet sich dadurch aus, dass der
Wert eines Knotens größer oder gleich dem Wert seiner zwei
Nachfolger ist. (Analog mit ≤ definierbar.)
y Es werden keine Verweise/keine Index-Reihungen verwendet. Durch die
Position in einem Feld kann Position der Nachfolger berechnet werden.
à
à
à
à
Speichere Wurzel in A[1]
Linker Nachfolger von Knoten i steht in A[2*i]
Rechter Nachfolger von Knoten i steht in A[2*i+1]
Der Vorgänger eines Knotens k steht in A[k/2]
y Beispiel:
Binärbaum: A
B
D
1
3
4
5
Nachfolge von A[1]
6
7
A B C D E F G
C
E F
2
anderer Faktor für
allgemeine Bäume
A[1] A[2] A[3] A[4] … A[k] … A[n]
G
Gut bei ausbalancierten Binärbäumen. Strukturänderungen sind noch mehr
Aufwand als bei den Index-Reihungen.
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-87
Der Knoten mit
maximalem Wert ist
immer an der Spitze
der Halde.
derzeit k
Elemente
auf Halde
maximaler
Füllstand
der Halde
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-88
M. Philippsen
10.6 Binärbaum
10.6 Binärbaum
Entnahme aus der Halde
Entnahme aus der Halde am Beispiel (1)
ƒ Der Knoten (mit höchster Priorität) wird vorne aus der Halde entfernt.
y Jetzt sind in der Reihung A[2...k] zwei Halden gespeichert. Eine beginnt
an Position A[2], die andere an Position A[3].
ƒ Der letzte Knoten A[k] wird an die Spitze der Halde kopiert.
y Jetzt gilt i.A. nicht mehr, dass A[1] ≥ A[2] und A[1] ≥ A[3].
A[1] ist i.A. an der falschen Position.
y A[1] wird mit seinen beiden Nachfolgern verglichen und mit dem
größeren von beiden vertauscht. Sei dies j.
y Danach erfüllen A[1..3] die Haldeneigenschaft.
y Jetzt gilt i.A. nicht mehr, dass A[j] ≥ A[2j] und A[j] ≥ A[2j+1]
y Wiederhole Vertauschung mit maximalem Nachfolger rekursiv bis die
Haldeneigenschaft erfüllt ist.
ƒ Im schlimmsten Fall sind 2·log2k Vergleiche nötig, bis die
Haldeneigenschaft wieder erfüllt ist.
Bei der Implementierung der Prioritätswarteschlange mit einer Liste
sind i.A. k Schritt nötig.
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-89
5
6
7
8
9 10 11 12 13 14 15 16
16 15 13 14 10
1
2
3
4
9
12
6
5
16 ≥ 15
16 ≥
13
15 ≥
14
15 ≥
10
13 ≥
9
13 ≥
12
14 ≥
14 ≥
10 ≥
10 ≥
9≥
9≥
6
7
3
2
5
7
11
8
1
Erfüllt die
Haldeneigenschaft
3
2
…
4
4
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-90
M. Philippsen
10.6 Binärbaum
10.6 Binärbaum
Entnahme aus der Halde am Beispiel (2)
Entnahme aus der Halde am Beispiel (3)
16
<
>
15
13
>
<
14
<
<
6
5
7
3
<
>
<
2
4
11
13
>
<
12
9
>
>
15
>
<
10
>
1
<
14
>
8
10
<
>
<
6
5
7
>
<
12
9
>
3
<
>
<
2
4
11
>
8
<
1
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-91
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-92
M. Philippsen
10.6 Binärbaum
10.6 Binärbaum
Entnahme aus der Halde am Beispiel (4)
Entnahme aus der Halde am Beispiel (5)
15
<
>
1
13
>
<
14
<
>
<
6
5
7
3
<
>
<
2
4
11
13
>
<
12
9
>
>
14
>
<
10
15
<
1
>
8
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
10
<
>
<
6
5
7
M. Philippsen
3
<
>
<
2
4
11
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-94
10.6 Binärbaum
Entnahme aus der Halde am Beispiel (6)
Entnahme aus der Halde am Beispiel (7)
15
<
13
>
<
1
5
7
>
<
10
>
12
9
>
3
5
6
7
8
9 10 11 12 13 14 15 16
9
12
6
5
7
3
2
4
11
8
1
15 13 14 10
9
12
6
5
7
3
2
4
11
8
1
<
>
<
2
4
11
>
2
3
4
1
15 13 14 10
9
12
6
5
7
3
2
4
11
8
15
1
9
12
6
5
7
3
2
4
11
8
13 14 10
15 14 13
1
10
9
12
6
5
7
3
2
4
11
8
15 14 13
6
10
9
12
1
5
7
3
2
4
11
8
8
Maximalelement
wieder vorne.
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-95
8
16 15 13 14 10
1
>
14
<
>
M. Philippsen
10.6 Binärbaum
6
12
9
>
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-93
<
>
<
Erfüllt die
Haldeneigenschaft
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-96
M. Philippsen
10.6 Binärbaum
10.6 Binärbaum
Einfügen in eine Halde
Einfügen in die Halde am Beispiel (1)
ƒ Einfügen hat ähnliche Grundidee, wie Entfernen
ƒ Neues Element wird als A[k+1] in die Halde geschrieben.
15
<
y Falls der Wert des neuen Knotens größer ist als der seines
Elternknotens (dieser sei j) dann wird getauscht.
y Anschließend wird der neue Wert von j rekursiv mit dessen Eltern
verglichen und ggf. getauscht.
>
14
13
>
<
6
ƒ Im schlimmsten Fall sind log2k Vergleiche nötig, bis die
Haldeneigenschaft wieder erfüllt ist.
10
<
>
<
1
5
7
>
<
12
9
>
3
<
>
<
2
4
11
>
8
16
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-97
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-98
M. Philippsen
10.6 Binärbaum
10.6 Binärbaum
Einfügen in die Halde am Beispiel (2)
Einfügen in die Halde am Beispiel (1)
16
<
1
>
15
13
>
<
14
<
6
10
5
7
12
9
>
<
>
>
<
<
3
2
>
4
<
>
11
3
4
5
6
7
8
9 10 11 12 13 14 15 16
15 14 13
2
6
10
9
12
1
5
7
3
2
4
11
8
15 14 13
6
10
9
12
1
5
7
3
2
4
11
8
16
15 14 13
6
10
9
12
1
5
7
3
2
4
11
8
16
15 14 13
6
10
9
12 16 5
7
3
2
4
11
8
1
15 14 13 16 10
9
12
7
3
2
4
11
8
1
6
5
15 16 13 14 10
9
12
6
5
7
3
2
4
11
8
1
16 15 13 14 10
9
12
6
5
7
3
2
4
11
8
1
8
<
Maximalelement
wieder vorne.
1
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-99
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-100
M. Philippsen
10.6 Binärbaum
10.6 Binärbaum
Binärer Suchbaum
ƒ Signatur SuchBaum(T), T mit Ordnungsrelation:
y
y
y
y
= Binärbaum, für dessen Knoten k gilt
value(left) < value(k) < value(right),
falls die Kinder existieren.
ƒ Es muss eine (totale) Ordnungsrelation ≤ auf dem Elementtyp T
existieren, damit man die Werte der Knoten vergleichen kann.
6
ƒ Beispiel
<
<
3
<
1
<
4
<
10
8
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-101
Erfüllt die
Haldeneigenschaft
create:
insert:
find:
delete
T x BinTree
T x BinTree
T x BinTree
Æ
Æ
Æ
Æ
BinTree
BinTree
Boolean
BinTree
ƒ Signaturen bin, left, right, value und empty des (normalen)
Binärbaums werden verborgen.
ƒ Ein ADT-Benutzer kann nur mit insert und delete auf dem Baum
arbeiten.
ƒ Zur Implementierung von insert und delete können die Signaturen
des normalen Binärbaums verwendet werden, solange sichergestellt
ist, dass sowohl insert als auch delete die Eigenschaft „binärer
Suchbaum“ erhält.
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-102
M. Philippsen
10.6 Binärbaum
10.6 Binärbaum
ƒ Zusätzliche Axiome von SuchBaum(T):
ƒ Suchbäume sehen je nach Einfügereihenfolge anders aus
ƒ insert(3,insert(5,insert(2,insert(4,create))))
y Aa:
insert(x,create) = bin(create,x,create)
y Ab:
bin(b1,v,b2)
insert(x,bin(b1,v,b2)) = bin(insert(x,b1),v,b2)
bin(b1,v,insert(x,b2))
y Ac:
find(x,create) = false
y Ad:
find(x,bin(b1,v,b2)) =
4
falls x=v
falls x<v
falls x>v
2
5
3
ƒ insert(5,insert(3,insert(4,insert(2,create))))
true
find(x,b1)
find(x,b2)
falls x=v
falls x<v
falls x>v
4
3
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Wurzel
2
5
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-103
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-104
M. Philippsen
10.7 Menge („set“) und Mehrfachmenge („multiset, bag“)
10.7 Menge („set“) und Mehrfachmenge („multiset, bag“)
ƒ Mengen sind einer der am häufigsten vorkommenden ADT
ƒ Es gibt zahlreiche Implementierungsmöglichkeiten
Beispiel Menge:
ƒ Signatur Menge(T), für T muss Gleichheitsoperator definiert sein
y
y
y
y
y
create:
add:
isIn:
del:
empty:
T x Menge
T x Menge
T x Menge
Menge
Æ Menge
Æ Menge
Æ Boolean
Æ Menge
Æ Boolean
Mengen haben
keine Duplikate
ƒ add(a,add(a,add(b,create)))
b
add(a
add(b
a
b
add(a
a
b
ƒ isIn(c, …Menge von oben…)
c…a Æ isIn(c,add(b,create))
c…b Æ isIn(c,create)
= false
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-105
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-106
M. Philippsen
10.7 Menge („set“) und Mehrfachmenge („multiset, bag“)
10.7 Menge („set“) und Mehrfachmenge („multiset, bag“)
ƒ Axiome
Alternative mit weiteren Operationen
y A1:
isIn(x,create) = false
y A2:
isIn(x,add(y,m)) =
y A3:
y A4:
empty(create) = true
empty(add(x,m)) = false
y A5:
add(x,add(y,m)) =
y A6:
del(x,create) = create
y A7:
del(x,add(y,m)) =
true
falls x=y
isIn(x,m)
sonst
add(x,m)
falls x=y
add(y,add(x,m))
sonst
m
falls x=y
add(y,del(x,m))
sonst
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-107
ƒ Signatur Menge(T), für T muss Gleichheitsoperator definiert sein
y
y
y
y
y
create:
add:
isIn:
del:
empty:
y
y
y
y
single: T
union:
Menge x Menge
intersect: Menge x Menge
diff:
Menge x Menge
T x Menge
T x Menge
T x Menge
Menge
Æ Menge
Æ Menge
Æ Boolean
Æ Menge
Æ Boolean
Æ Menge
Æ Menge
Æ Menge
Æ Menge
Erzeugt einelementige Menge
nicht immer vorhanden.
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-108
M. Philippsen
10.7 Menge („set“) und Mehrfachmenge („multiset, bag“)
10.7 Menge („set“) und Mehrfachmenge („multiset, bag“)
Beispiel erweiterter ADT Menge:
ƒ Axiome zu den alternativen Signaturen (1)
y A1-A4 bleiben unverändert (isIn, empty)
ƒ union(add(a,add(b,create)), add(c,create))
b
add(a
add(b
a
b
union
c b
a
c
add(c
y A5:
y A6:
y A7:
single(x) = add(x,create)
add(x,m) = union(single(x),m)
del(x,m) = diff(m,single(x))
y A8:
union(create,s) = s
y A9:
union(add(x,m),n) =
y A10:
union(m,n)
falls isIn(x,n)
add(x,union(m,n))
sonst
intersect(create,m) = create
add(x, intersect(m,n))
intersect(add(x,m),n) =
intersect(m,n)
y A11:
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
„schlankere“ Axiome
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-110
M. Philippsen
10.7 Menge („set“) und Mehrfachmenge („multiset, bag“)
10.7 Menge („set“) und Mehrfachmenge
ƒ Axiome zu den alternativen Signaturen (2)
ƒ Signaturdiagramm:
diff(create,m) = create
y A13:
diff(add(x,m),n) =
sonst
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-109
y A12:
falls isIn(x,n)
add(x,diff(m,n))
falls !isIn(x,n)
diff(m,n)
sonst
isIn
create
single
T
add,del
Menge
true
empty
Bool
union,
intersect
diff
false
Hier mit Teilen des
Signaturdiagramms
von Boolean
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-111
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-112
M. Philippsen
10.7 Menge („set“) und Mehrfachmenge („multiset, bag“)
10.7 Menge („set“) und Mehrfachmenge („multiset, bag“)
Mehrfachmengen:
Anmerkungen zur Implementierung
ƒ intuitiv: Mengen, in denen Elemente mehrfach vorkommen können
ƒ Implementierung durch eine Liste
ƒ zusätzliche Signatur:
ƒ Implementierung durch binären Suchbaum (nur Mengen)
y isInTimes:
T x Menge
y leicht, recht aufwändig
Æù
//gibt an, wie oft Element
//in Menge ist.
ƒ Geändertes Axiom A5:
y Wenn T endlich ist, kann für jedes Element aus T eine Position in einem
Bitvektor festgelegt werden
y Beispiel, T={a,b,c}
y add(x,add(y,m))=add(y,add(x,m))
ƒ zusätzliche Axiome:
y Aa:
isInTimes(x,create) = 0
y Ab:
isInTimes(x,add(y,m)) =
y nur es eine totale Ordnung ≤ auf den Elementen gibt
ƒ Implementierung mit Bitvektoren (nur Mengen)
1+isInTimes(x,m)
falls x=y
isInTimes(x,m)
sonst
à union(add(a,add(b,create)), add(c,create))
a b c
union
bitweises
oder
ƒ Beispiel: Mehrfachmenge d. Primfaktoren von 2250 = [2, 3, 3, 5, 5, 5]
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-113
sehr schnelle
Mengenoperationen
a b c
Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg
M. Philippsen
Algorithmik 1, WS 2004/05 Folie 10-114
M. Philippsen