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HEINZ NIXDORF INSTITUTE
University of Paderborn
Algorithms and Complexity
Algorithmen und Komplexität
Teil 1: Grundlegende Algorithmen
WS 08/09
Friedhelm Meyer auf der Heide
Vorlesung 13, 25.11.08
Friedhelm Meyer auf der Heide
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Organisatorisches
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Die letzte Vorlesung über Grundlegende Algorithmen
findet am Montag, 1.12. statt.
Die Vorlesung Komplexitätstheorie von Johannes
Blömer beginnt am Montag, 8.12.
Voraussichtliche Prüfungstage für die erste
Prüfungsphase: 9.12., 12.12., 15.12.
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Randomisierte Algorithmen
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Perfektes Hashing
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Perfektes Hashing
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Zu SµU, |S|=n, berechne eine Hashfunktion h:U ! [m] mit:
• h kann in konstanter Zeit ausgewertet werden.
• h benötigt Speicherplatz O(n).
Wie können wir ein h konstruieren,
• h|S ist injektiv.
das perfekt für S ist??
• n · m · c n für eine (kleine) Konstante c ¸ 1.
Ein solches h heisst perfekt für S.
Eine perfekte Hashfunktion für S liefert eine Datenstruktur für ein statisches
Wörterbuch, d. h. für den Datentyp, der die Suchoperation in S unterstützt.
- Lege Hashtableau T an, d.h. ein Array T[0 : m-1]
- Speichere x 2 S in T[h(x)] (Beachte: Hierbei entstehen keine Kollisionen!!)
Suche: Für x 2 U liefert “search(x)” (die assoziierte Information zum)
Schlüssel x.
Dazu muss nur in T[h(x)] nachgeschaut werden.
Suchzeit O(1), Speicherplatz O(n)
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Lineare Hashfunktionen
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Sei U= [p], p prim. Für a2U sei ha: U ! [m] definiert durch
ha(x)= (ax) mod(p) mod(m)
Sei H1(m):= {ha: U ! [m], a2U}. Im folgenden betrachten wir immer das
Zufallsexperiment “Wähle ha zufällig, gleichverteilt aus H1(m).”
Für m=n : (ba(j))2 < 5n für mindestens die Hälfte der ha 2 H1(m).
Für m=2n2 : mindestens die Hälfte der ha 2 H1(m) sind injektiv auf S.
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Das perfekte Hashing-Schema
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d0
d1
dj
h(j)(x)
ha(x) = j
x
aj, dj, 2ba(j)2
+ dj =
aj x mod(p)mod(2ba(j)2)+
dj
2ba(j)2
T[j]
S
T[0 : n-1]
T*[0 : 10n-1]
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Eigenschaften des perfekten Hashing-Schemas
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Falls wir die Suche nach den Hashfunktionen ha 2 H1(m) durch die Prozedur
”Wähle solange zufälliges ha2 H1(m), bis eins mit
der gesuchten Eigenschaft gefunden ist”
realisieren, reichen wegen des Satzes über lineare Hashfunktionen erwartet
zwei Versuche (vgl. “Pralinen finden”). Ein Versuch benötigt Zeit O(m) (für den
Test der Eigenschaft).
Satz: Das oben beschriebene Schema hat folgende Eigenschaften:
• Es benötigt Platz O(n).
• Eine Suchanfrage benötigt konstante Zeit.
• Die Zeit um die Datenstruktur aufzubauen beträgt
- O(p n) im worst case,
- erwartet O(n).
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A new data structure for dictionaries:
Skiplists
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Dictionaries (dynamische Wörterbücher)
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Support the operations find, insert, delete.
Examples:
Search trees like
- AVL-trees, red-black- trees, 2-3-trees, …
O(log(n)) time per operation
Hashing structures like
- Hashing with chaining, linear probing, double hashing, …
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A new realization of dictionaries: Skiplists
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A skiplist is a linked list with shortcuts
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Find in Skiplists
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Insert in Skiplists
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Insert(x):
- Find x,
- Flip a coin until, after some number h of trials,
head appears
- Insert x at the corresponding position on the h
lowest levels
h is the height of x.
How large is h?
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The height of a Skiplist is logarithmic, with high
probability
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Thus, the expected size (number of nodes) is 2n.
Prob(h ¸ 2log(n)) = 1/n²
The height of the skiplist is the maxium height of its elements.
Lemma: Prob(Height of Skiplist ¸ 2log(n)) · 1/n
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Delete in Skiplists
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Delete(x)
- Find(x)
- Remove it on all levels it is present by connecting
its predecessor with its successor
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Expected time per operation is logarithmic
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Note: We only analyse search; the other operations are dominated by this.
Consider the reversed search path: (H:= height of skiplist)
- In each step, it goes upwards with probability ½.
- Thus, after expected 2H steps, it is on level H,
which is expected < 2log(n).
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Summing up
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A Skiplist is a randomized datastructure that has the
following properties:
- its expected size is O(n)
- Find, insert, delete need expected time O(log(n)).
Thus Skiplists have a performance comparable to
balanced search trees,
but are much easier to implement.
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Grundlegende Begriffe über
randomisierte Algorithmen
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Grundlegende Begriffe über
randomisierte Algorithmen
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Ein randomisierter Algorithmus A, gestartet mit Eingabe x, darf,
zusätzlich zu den üblichen Operationen, Operationen vom Typ
“R :=random(M)” ausführen.
Dabei ist M eine endliche Menge, “R :=random(M)” weist der Variablen R
ein zufällig, uniform gewähltes Element aus M zu.
Eine Rechnung R von A gestartet mit x ergibt sich durch sukzessive
Festlegung der Ergebnisse ai 2 Mi, i=1,…s, der Zufallsexperimente
“Ri :=random(Mi)”, i=1,…,s, die während der Rechnung R ausgeführt
werden.
Die Wahrscheinlichkeit für das Auftreten von R bei Eingabe x ist somit
Pr(R)= 1/|M1| * 1/|M2| * … * 1/|Ms|.
|R|:= Länge von R; C := Menge aller Rechnungen von M gestartet mit x.
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Grundlegende Begriffe über
randomisierte Algorithmen
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Tail
Estimates)
((Sog.
Sog. Tail
Estimates)
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Unsere Beispiel “Praline suchen”
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Wir schreiben k = n
E:= Erwartete Zahl von Versuchen
= (n-k)/k +1 =(1- )/ +1
Prob(#Versuche > s) = ((n-k)/n)s = (1 - )s
Prob(#Versuche > E (1+d)) = (1 - )E (1+d) ¼ [e- (1 - ) (1 - )]1+d
Da e- (1 - ) (1- ) < 1 ist, fällt diese W’keit exponentiell mit d.
Beispiel: Für  = ½ ist E=2, also
Prob(#Versuche > E (1+d)) = (1/2)2 + 2d .
Das ist < 1/1Mio bereits für d=9, also bei 20 Versuchen
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Thank you for
your attention!
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Heinz Nixdorf Institute
& Computer Science Department
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Fürstenallee 11
33102 Paderborn, Germany
Tel.: +49 (0) 52 51/60 64 80
Fax: +49 (0) 52 51/62 64 82
E-Mail: [email protected]
http://www.upb.de/cs/ag-madh
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