算法设计复习 内容提要： 算法设计思想回顾（递归和分治、动态规划、贪心算法、回溯法、分支限界法） 经典例子讲解 2019/4/9

算法设计策略 已学过的算法设计策略： 递归和分治 动态规划 贪心算法 回溯法 分支限界法 2019/4/9

Sch1-4 分治法 基本思想：把一个规模大的问题划分为规模较小的子问题，然后分而治之，最后合并子问题的解得到原问题的解。 步骤： 分割原问题： 求解子问题： 合并子问题的解为原问题的解。 在分治法中，子问题一般是相互独立的，因此，经常通过递归调用算法来求解子问题。 3

Sch1-4 分治法 分治法所能解决的问题一般具有以下几个特征： 该问题的规模缩小到一定的程度就可以容易地解决； 该问题可以分解为若干个规模较小的相同问题 利用该问题分解出的子问题的解可以合并为该问题的解； 该问题所分解出的各个子问题是相互独立的，即子问题之间不包含公共的子问题。 这条特征涉及到分治法的效率，如果各子问题是不独立的，则分治法要做许多不必要的工作，重复地解公共的子问题，此时虽然也可用分治法，但一般用动态规划较好。 4

Sch1-4 分治法 例1：最近点对问题 为了使问题易于理解和分析，先来考虑一维的情形。此时，S中的n个点退化为x轴上的n个实数 x1,x2,…,xn。最接近点对即为这n个实数中相差最小的2个实数。 假设我们用x轴上某个点m将S划分为2个子集S1和S2 ，基于平衡子问题的思想，用S中各点坐标的中位数来作分割点。 递归地在S1和S2上找出其最接近点对{p1,p2}和{q1,q2}，并设d=min{|p1-p2|,|q1-q2|}，S中的最接近点对或者是{p1,p2}，或者是{q1,q2}，或者是某个{p3,q3}，其中p3∈S1且q3∈S2。 能否在线性时间内找到p3,q3？ 5

Sch1-4 分治法 如果S的最接近点对是{p3,q3}，即|p3-q3|<d，则p3和q3两者与m的距离不超过d，即p3∈(m-d,m]，q3∈(m,m+d]。 由于在S1中，每个长度为d的半闭区间至多包含一个点（否则必有两点距离小于d），并且m是S1和S2的分割点，因此(m-d,m]中至多包含S中的一个点。由图可以看出，如果(m-d,m]中有S中的点，则此点就是S1中最大点。 因此，我们用线性时间就能找到区间(m-d,m]和(m,m+d]中所有点，即p3和q3。从而我们用线性时间就可以将S1的解和S2的解合并成为S的解。 6

Sch1-4 分治法 选取一垂直线l:x=m来作为分割直线。其中m为S中各点x坐标的中位数。由此将S分割为S1和S2。 递归地在S1和S2上找出其最小距离d1和d2，并设d=min{d1,d2}，S中的最接近点对或者是d，或者是某个{p,q}，其中p∈P1且q∈P2。 能否在线性时间内找到p,q？ 7

Sch1-4 分治法 能否在线性时间内找到p,q？ 考虑P1中任意一点p，它若与P2中的点q构成最接近点对的候选者，则必有distance(p，q)＜d。满足这个条件的P2中的点一定落在一个d×2d的矩形R中 由d的意义可知，P2中任何2个S中的点的距离都不小于d。由此可以推出矩形R中最多只有6个S中的点。 因此，在分治法的合并步骤中最多只需要检查6×n/2=3n个候选者 证明:将矩形R的长为2d的边3等分，将它的长为d的边2等分，由此导出6个(d/2)×(2d/3)的矩形。若矩形R中有多于6个S中的点，则由鸽舍原理易知至少有一个(d/2)×(2d/3)的小矩形中有2个以上S中的点。设u，v是位于同一小矩形中的2个点，则 distance(u,v)<d。这与d的意义相矛盾。 8

Sch1-4 分治法 为了确切地知道要检查哪6个点，可以将p和P2中所有S2的点投影到垂直线l上。由于能与p点一起构成最接近点对候选者的S2中点一定在矩形R中，所以它们在直线l上的投影点距p在l上投影点的距离小于d。由上面的分析可知，这种投影点最多只有6个。 因此，若将P1和P2中所有S中点按其y坐标排好序，则对P1中所有点，对排好序的点列作一次扫描，就可以找出所有最接近点对的候选者。对P1中每一点最多只要检查P2中排好序的相继6个点。 9

Sch1-4 分治法 时间复杂度：T(n)=O(nlogn) double cpair2(S) { n=|S|; if (n < 2) return ; 1、m=S中各点x间坐标的中位数; 构造S1和S2； //S1={p∈S|x(p)<=m}, S2={p∈S|x(p)>m} 2、d1=cpair2(S1); d2=cpair2(S2); 3、dm=min(d1,d2); 4、设P1是S1中距垂直分割线l的距离在dm之内的所有点组成的集合； P2是S2中距分割线l的距离在dm之内所有点组成的集合； 将P1和P2中点依其y坐标值排序； 并设X和Y是相应的已排好序的点列； 5、通过扫描X以及对于X中每个点检查Y中与其距离在dm之内的所有点(最多6个)可以完成合并； 当X中的扫描指针逐次向上移动时，Y中的扫描指针可在宽为2dm的区间内移动； 设dl是按这种扫描方式找到的点对间的最小距离； 6、d=min(dm,dl); return d; } 时间复杂度：T(n)=O(nlogn) 10

Sch1-4 动态规划 基本思想： 将待求解问题分解成若干个子问题,但是经分解得到的子问题往往不是互相独立的。不同子问题的数目常常只有多项式量级。在用分治法求解时，有些子问题被重复计算了许多次。通过保存已解决的子问题的答案，而在需要时再找出已求得的答案，就可以避免大量重复计算，从而得到多项式时间算法。 基本步骤： 找出最优解的性质，并刻划其结构特征。 递归地定义最优值。 以自底向上的方式计算出最优值。 根据计算最优值时得到的信息，构造最优解。 11

Sch1-4 动态规划 基本要素： 最优子结构性质：原问题的最优解包含着子问题的最优解，可以通过反证法来证明问题具有最优子结构性质。 重叠子问题：递归算法求解问题时，每次产生的子问题并不总是新问题，有些子问题被反复计算多次。对每一个子问题只解一次，而后将其解保存在一个表格中，当再次需要解此子问题时，只是简单地用常数时间查看一下结果。 问题的关键在于构造子问题空间。一个经验性规则就是，尽量保持这个空间简单，然后在需要时再扩充它。 12

Sch1-4 动态规划 例子2：凸多边形最优三角剖分问题 用多边形顶点的逆时针序列表示凸多边形，即P={v0,v1,…,vn-1}表示具有n条边的凸多边形。 若vi与vj是多边形上不相邻的2个顶点，则线段vivj称为多边形的一条弦。弦将多边形分割成2个多边形{vi,vi+1,…,vj}和{vj,vj+1,…vi}。 多边形的三角剖分是将多边形分割成互不相交的三角形的弦的集合T。 在凸多边形P的一个三角剖分T中，各弦互不相交，且弦数已达到最大，即P的任一不在T中的弦必与T中某一弦相交。在一个有n个顶点的凸多边形的三角剖分中，恰好有n-3条弦和n-2个三角形。 13

Sch1-4 动态规划 凸多边形最优三角剖分的问题是：给定凸多边形P，以及定义在由多边形的边和弦组成的三角形上的权函数w。要求确定该凸多边形的三角剖分，使得即该三角剖分中诸三角形上权之和为最小。 可以定义三角形上各种各样的权函数ω，如定义：ω(vivjvk)=|vivj|+|vivk|+|vkvj| 其中，|vivj|是点vi到vj的欧氏距离。相应于此权函数的最优三角剖分即为最小弦长三角剖分

Sch1-4动态规划 三角形剖分的结构及其相关问题 一个表达式的完全加括号方式相应于一棵完全二叉树，称为表达式的语法树。例如，完全加括号的矩阵连乘积((A1(A2A3))(A4(A5A6)))所相应的语法树如图 (a)所示。 凸多边形{v0,v1,…vn-1}的三角剖分也可以用语法树表示。例如，图 (b)中凸多边形的三角剖分可用图 (a)所示的语法树表示。 矩阵连乘积中的每个矩阵Ai对应于凸(n+1)边形中的一条边vi-1vi。三角剖分中的一条弦vivj，i<j，对应于矩阵连乘积A[i+1:j]。 15

Sch1-4 动态规划法 最优子结构性质： 凸多边形的最优三角剖分问题有最优子结构性质。 证明：事实上，若凸(n+1)边形P={v0,v1,…,vn-1}的最优三角剖分T包含三角形v0vkvn，1≤k≤n-1，则T的权为3个部分权的和：三角形v0vkvn的权，子多边形{v0,v1,…,vk}和{vk,vk+1,…,vn}的权之和。可以断言，由T所确定的这2个子多边形的三角剖分也是最优的。因为若有{v0,v1,…,vk}或{vk,vk+1,…,vn}的更小权的三角剖分将导致T不是最优三角剖分的矛盾。 16

Sch1-4 动态规划法 递归结构： 定义t[i][j]，1≤i<j≤n为凸子多边形{vi-1,vi,…,vj}的最优三角剖分所对应的权函数值，即其最优值。为方便起见，设退化的多边形{vi-1,vi}具有权值0。据此定义，要计算的凸(n+1)边形P的最优权值为t[1][n]。 t[i][j]的值可以利用最优子结构性质递归地计算。当j-i≥1时，凸子多边形至少有3个顶点。由最优子结构性质，t[i][j]的值应为t[i][k]的值加上t[k+1][j]的值，再加上三角形vi-1vkvj的权值，其中i≤k≤j-1。由于在计算时还不知道k的确切位置，而k的所有可能位置只有j-i个，因此可以在这j-i个位置中选出使t[i][j]值达到最小的位置。由此，t[i][j]可递归地定义为： 17

Sch1-4 动态规划 例3：图像压缩问题 图象的变位压缩存储格式将所给的象素点序列{p1,p2,…,pn},0≤pi≤255分割成m个连续段S1,S2,…,Sm。第i个象素段Si中(1≤i≤m)，有l[i]个象素,且该段中每个象素都只用b[i]位表示。设 ,则第i个象素段Si为 设 ，则hib[i]8。因此需要用3位表示b[i],如果限制1l[i]255，则需要用8位表示l[i]。因此，第i个象素段所需的存储空间为l[i]*b[i]+11位。按此格式存储象素序列{p1,p2,…,pn}，需要 位的存储空间。 图象压缩问题要求确定象素序列{p1,p2,…,pn}的最优分段，使得依此分段所需的存储空间最少。每个分段的长度不超过256位。 18

Sch1-4 动态规划算法 设l[i]，b[i]，是{p1,p2,…,pn}的最优分段。显而易见，l[1]，b[1]是{p1,…,pl[1]}的最优分段，且l[i]，b[i]，是{pl[1]+1,…,pn}的最优分段。即图象压缩问题满足最优子结构性质。 设s[i]，1≤i≤n，是象素序列{p1,…,pn}的最优分段所需的存储位数。由最优子结构性质易知： 其中 算法复杂度分析： 由于算法compress中对k的循环次数不超这256，故对每一个确定的i，可在时间O(1)内完成的计算。因此整个算法所需的计算时间为O(n)。 19

Sch1-4 动态规划 例4：多边形游戏 多边形游戏是一个单人玩的游戏，开始时有一个由n个顶点构成的多边形。每个顶点被赋予一个整数值，每条边被赋予一个运算符“+”或“*”。所有边依次用整数从1到n编号。 游戏第1步，将一条边删除。 随后n-1步按以下方式操作： (1)选择一条边E以及由E连接着的2个顶点V1和V2； (2)用一个新的顶点取代边E以及由E连接着的2个顶点V1和V2。将由顶点V1和V2的整数值通过边E上的运算得到的结果赋予新顶点。 最后，所有边都被删除，游戏结束。游戏的得分就是所剩顶点上的整数值。 问题: 对于给定的多边形，计算最高得分(边删除顺序不同会导致不同结果)。 20

Sch1-4动态规划 最优子结构性质： 在所给多边形中，从顶点i(1≤i≤n)开始，长度为j(链中有j个顶点)的顺时针链p(i，j) 可表示为v[i]，op[i+1]，…，v[i+j-1]。 如果这条链的最后一次合并运算在op[i+s]处发生(1≤s≤j-1)，则可在op[i+s]处将链分割为2个子链p(i，s)和p(i+s，j-s)。 设m1是对子链p(i，s)的任意一种合并方式得到的值，而a和b分别是在所有可能的合并中得到的最小值和最大值。m2是p(i+s，j-s)的任意一种合并方式得到的值，而c和d分别是在所有可能的合并中得到的最小值和最大值。依此定义有a≤m1≤b，c≤m2≤d，则： (1)当op[i+s]='+'时，显然有a+c≤m≤b+d (2)当op[i+s]='*'时，有min{ac，ad，bc，bd}≤m≤max{ac，ad，bc，bd} 换句话说，主链的最大值和最小值可由子链的最大值和最小值得到！ 21

Sch1-4 动态规划 递归求解 设m[i,j,0]表示链p(i,j)合并的最小值，m[i,j,1]是最大值。若最优合并在op[i+s]处将p[i,j]分为2个长度小于j的子链p(i,s)和p(i+s,j-s)，且从顶点i开始的长度小于j的子链的最大值和最小值均已计算出，记： a = m[i,i+s,0]，b=m[i,i+s,1], c=m[i+s, j-s, 0], d = m[i+s, j-s, 1] (1)当op[i+s]=‘+’时，m[i,j,0] = a + c, m[i,j,1]=b+d (2)当op[i+s]=‘*’时， m[i,j,0] = min{ac, ad, bc, bd}, m[i,j,1] = max{ac, ad, bc, bd} 综合(1)和(2)，将p(i,j)在op[i+s]处断开的最大值记为maxf(i,j,s)，最小值记为minf(i,j,s)，则 22

Sch1-4 动态规划 由于最优断开位置s有1≤s≤j-1的j-1中情况，由此可知： 初始边界值显然为： m[i,1,0] = v[i], 1≤i ≤n m[i,1,1] = v[i], 1≤i ≤n 由于多边形是封闭的，在上面的计算中，当i+s>n时，顶点i+s实际编号为(i+s) mod n。按上述递推式计算出的m[i,n,1]即为游戏首次删去第i条边后得到的最大得分。 23

Sch1-4 贪心算法 基本要素： 贪心选择性质：所求问题的整体最优解可以通过一系列局部最优的选择，即贪心选择来达到。这是贪心算法可行的第一个基本要素，也是贪心算法与动态规划算法的主要区别。 最优子结构性质：问题的最优解包含其子问题的最优解。 * 对于一个具体问题，要确定它是否具有贪心选择性质，必须证明每一步所作的贪心选择最终导致问题的整体最优解。 24

Sch1-4 贪心算法 例5：最小生成树问题 设G =(V,E)是无向连通带权图，即一个网络。E中每条边(v,w)的权为c[v][w]。如果G的子图G’是一棵包含G的所有顶点的树，则称G’为G的生成树。生成树上各边权的总和称为该生成树的耗费。在G的所有生成树中，耗费最小的生成树称为G的最小生成树。 网络的最小生成树在实际中有广泛应用。例如，在设计通信网络时，用图的顶点表示城市，用边(v,w)的权c[v][w]表示建立城市v和城市w之间的通信线路所需的费用，则最小生成树就给出了建立通信网络的最经济的方案。 25

Sch1-4 贪心算法 最小生成树性质： 设G=(V,E)是连通带权图，U是V的真子集。如果(u,v)E，且uU，vV-U，且在所有这样的边中，(u,v)的权c[u][v]最小，那么一定存在G的一棵最小生成树，它以(u,v)为其中一条边。这个性质有时也称为MST性质。 用贪心算法设计策略可以设计出构造最小生成树的有效算法。本节介绍的构造最小生成树的Prim算法和Kruskal算法都可以看作是应用贪心算法设计策略的例子。尽管这2个算法做贪心选择的方式不同，它们都利用了上面的最小生成树性质： 26

Sch1-4 贪心算法 证明： 假设G的任何一棵最小生成树都不含边(u, v)。将边(u, v)添加到G的一棵最小生成树T上，将产生含有边(u,v)的圈，并且在这个圈上有一条不同于(u, v)的边(u’ , v’)，使得u’∈U, v’∈V -U。如下图所示，将边(u’ , v’)删去，得到G的另一棵生成树T’。由于c[u][v]<=c[u’ ][v’]，所以T’的耗费<=T的耗费。于是，T’是一颗含有边(u,v)的最小生成树，这与假设矛盾。 U u u' V v v' 含边(u,v)的圈 27

Sch1-4 贪心算法 Prime算法 设G=(V,E)是连通带权图，V={1,2,…,n}，算法思想为：首先置S={1}，然后，只要S是V的真子集，就作如下的贪心选择：选取满足条件iS，jV-S，且c[i][j]最小的边，将顶点j添加到S中。这个过程一直进行到S=V时为止。 在这个过程中选取到的所有边恰好构成G的一棵最小生成树。 Void Prime( n, c[][]) { T= Φ; S = {1}; while( S != V ){ (i,j) = i ∈ S且j ∈ V-S的最小权边； T = T U {(i,j)}; S = S U {j}; } 28

Sch1-4 贪心算法 利用最小生成树性质和数学归纳法容易证明，上述算法中的边集合T始终包含G的某棵最小生成树中的边。因此，在算法结束时，T中的所有边构成G的一棵最小生成树。 例如，对于右图中的带权图，按Prim算法选取边的过程如下页图所示。 29

Sch1-4 贪心算法 30

Sch1-4 贪心算法 在上述Prim算法中，还应当考虑如何有效地找出满足条件iS,jV-S，且权c[i][j]最小的边(i,j)。实现这个目的的较简单的办法是设置2个数组closest和lowcost。 在Prim算法执行过程中，先找出V-S中使lowcost值最小的顶点j，然后根据数组closest选取边(j,closest[j］)，最后将j添加到S中，并对closest和lowcost作必要的修改。 用这个办法实现的Prim算法所需的计算时间为 31

Sch1-4 贪心算法 Kruskal算法 Kruskal算法构造G的最小生成树的基本思想是：首先将G的n个顶点看成n个孤立的连通分支。将所有的边按权从小到大排序。然后从第一条边开始，依边权递增的顺序查看每一条边，并按下述方法连接2个不同的连通分支：当查看到第k条边(v,w)时，如果端点v和w分别是当前2个不同的连通分支T1和T2中的顶点时，就用边(v,w)将T1和T2连接成一个连通分支，然后继续查看第k+1条边；如果端点v和w在当前的同一个连通分支中，就直接再查看第k+1条边。这个过程一直进行到只剩下一个连通分支时为止。 32

Sch1-4 贪心算法 例如，对前面的连通带权图，按Kruskal算法顺序得到的最小生成树上的边如下图所示。 33

Sch1-4 贪心算法 时间复杂度： 当图的边数为e时，Kruskal算法所需的时间是 ： 当 时，Kruskal算法比Prim算法差； 34

谢谢！ Q & A 2019/4/9