第二章 递归与分治策略

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2.6 棋盘覆盖
在一个2k×2k个方格组成的棋盘中，恰有一个方格与其他方 格不同，称该方格为一特殊方格，且称该棋盘为一特殊棋盘。 在棋盘覆盖问题中，要用图示的4种不同形态的L型骨牌覆 盖给定的特殊棋盘上除特殊方格以外的所有方格，且任何2 个L型骨牌不得重叠覆盖。 易知，覆盖任意一个2k×2k的特殊棋盘，用到的骨牌数恰好 为(4K-1)/3。
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算法描述
void CB(int tr,tc,dr,dc,size) { if (size == 1) return; int t = tile++; // L型骨牌号 s = size/2; // 分割棋盘 // 覆盖左上角子棋盘 if (dr < tr + s && dc < tc + s) // 特殊方格在此棋盘中 chessBoard(tr, tc, dr, dc, s); else {// 此棋盘中无特殊方格 // 用 t 号L型骨牌覆盖右下角 board[tr + s - 1][tc + s - 1] = t; // 覆盖其余方格 CB(tr, tc, tr+s-1, tc+s-1, s);} // 覆盖右上角子棋盘 if (dr < tr + s && dc >= tc + s) // 特殊方格在此棋盘中 CB(tr, tc+s, dr, dc, s); else {// 此棋盘中无特殊方格 // 用 t 号L型骨牌覆盖左下角 board[tr + s - 1][tc + s] = t; // 覆盖其余方格 CB(tr,tc+s,tr+s-1,tc+s, s);} // 覆盖左下角子棋盘 if (dr >= tr + s && dc < tc + s) // 特殊方格在此棋盘中 CB(tr+s, tc, dr, dc, s); else {// 用 t 号L型骨牌覆盖右上角 board[tr + s][tc + s - 1] = t; // 覆盖其余方格 CB(tr+s, tc, tr+s, tc+s-1, s);} // 覆盖右下角子棋盘 if (dr >= tr + s && dc >= tc + s) // 特殊方格在此棋盘中 CB(tr+s, tc+s, dr, dc, s); else {// 用 t 号L型骨牌覆盖左上角 board[tr + s][tc + s] = t; // 覆盖其余方格 CB(tr+s, tc+s, tr+s, tc+s, s);}
人们从大量实践中发现，在用分治法设计算法时，最好使子 问题的规模大致相同。即将一个问题分成大小相等的k个子 问题的处理方法是行之有效的。这种使子问题规模大致相等 的做法是出自一种平衡(balancing)子问题的思想，它几乎总 是比子问题规模不等的做法要好。
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2.2 分治法的基本思想
分治法的复杂性分析
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算法及其复杂性
据此容易设计出二分搜索算法： public static int binarySearch(int [] a, int x, int n) { // 在 a[0] <= a[1] <= ... <= a[n-1] 中搜索 x // 找到x时返回其在数组中的位置，否则返回-1 int left = 0; int right = n - 1; 1 n 1 n T n T while (left <= right) { 1 n 1 2 int middle = (left + right)/2; if (x == a[middle]) return middle; T 1 1 if (x > a[middle]) left = middle + 1; T 2 T 1 1 2 T 4 T 2 1 3 else right = middle - 1; } T n T 2 m T 2 m 1 1 return -1; // 未找到x m 1 log n 1 O log n } 算法复杂度分析：每执行一次算法的while循环， 待搜索数组的大小减少一半。 因此，在最坏情况下，while循环被执行了O(logn) 次。循环体内运算需要O(1) 时间，因此整个算法在最坏情况下的计算时间复杂性为O(logn) 。
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简单分治法求矩阵乘
首先假定n是2的幂。使用与上例类似的技术，将矩阵A，B和C中每一矩 阵都分块成4个大小相等的子矩阵。由此可将方程C=AB重写为：
C11 C12 A11 C A 21 C22 21
由此可得：
A12 B11 A22 B21
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2.4 大整数的乘法
设计一个有效的算法，可以进行两个n位大整数的 乘法运算 小学的方法：O(n2) 效率太低 分治法:
X=a2n/2+b Y=c2n/2+d XY=ac2n+(ad+bc)2n/2+bd
n/2位 n/2位 n/2位 n/2位
X=
A
B
Y=
C
D
复杂度分析
• •

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。
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2.2 分治法的基本思想
分治法的基本步骤
divide-and-conquer(P)
{ if ( | P | <= n0) adhoc(P); //解决小规模的问题 divide P into smaller subinstances P1,P2,...,Pk；//分解问题 for (i=1,i<=k,i++) yi=divide-and-conquer(Pi); //递归的解各子问题 return merge(y1,...,yk); //将各子问题的解合并为原问题的解 }
O1 T n 7T n / 2 O n 2

n2 n2
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T(n)=O(nlog7) =O(n2.81) 较大的改进
更快的方法
Hopcroft和Kerr已经证明(1971)，计算2个２×２矩 阵的乘积，7次乘法是必要的。因此，要想进一步 改进矩阵乘法的时间复杂性，就不能再基于计算 2×2矩阵的7次乘法这样的方法了。或许应当研究 3×3或5×5矩阵的更好算法。 在Strassen之后又有许多算法改进了矩阵乘法的计 算时间复杂性。 目前最好的计算时间上界是 O(n2.376) 是否能找到O(n2)的算法？目前为止还没有结果。
凡治众如治寡，分数是也。
——孙子兵法
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2.2 分治法的基本思想
分治法的适用条件
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，即该问题具有 最优子结构性质 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。
复杂性：
这两个算式看起来更复杂一些，但它们仅需要3次n/2位 乘法[ac、bd和(a±c)(b±d)]，于是
O1 n 1 T n 3T n / 2 On n 1
T(n)=O(nlog3) =O(n1.59) 较大的改进
细节问题：两个XY的复杂度都是O(nlog3)，但考虑到a+c,bA12 B21
复杂度分析
C12 A11 B12 A12 B22
C21 A21 B11 A22 B21 C22 A21 B12 A22 B22
O1 T n 8T n / 2 O n 2
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2.5 Strassen矩阵乘法
n×n矩阵A和B的乘积矩阵C中的元素C[i,j]定 义为：
n
cij aik bkj
k 1
若依此定义来计算A和B的乘积矩阵C，则每 计算C的一个元素C[i][j]，需要做n次乘法和 n-1次加法。因此，算出矩阵C的 个元素所需 的计算时间为O(n3)
算法设计与分析
第3章 分治策略
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3.1 分治法的基本思想
分治法的基本思想
分治法的基本思想是将一个规模为n的问题分解为k个规 模较小的子问题，这些子问题互相独立且与原问题相同。 对这k个子问题分别求解。如果子问题的规模仍然不够小， 则再划分为k个子问题，如此递归的进行下去，直到问题 规模足够小，很容易求出其解为止。 将求出的小规模的问题的解合并为一个更大规模的问题 的解，自底向上逐步求出原来问题的解。 分治法的设计思想是，将一个难以直接解决的大问题， 分割成一些规模较小的相同问题，以便各个击破，分而 治之。
O(1) n 1 T (n) kT (n / m) f (n) n 1
logm k
T (n) n

logm n 1
k
j 0
j
f (n / m )
j
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2.3 二分搜索技术
给定已按升序排好序的n个元素a[0:n-1]，现要在这n 个元素中找出一特定元素x。 适用分治法求解问题的基本特征：
一个分治法将规模为n的问题分成 k个规模为n／m的子问题去解。 设分解阀值n0=1，且adhoc解规模 为1的问题耗费1个单位时间。再 设将原问题分解为k个子问题以及 用merge将k个子问题的解合并为 原问题的解需用f(n)个单位时间。 用T(n)表示该分治法解规模为 |P|=n的问题所需的计算时间，则 有（右上）。 通过迭代法求得方程解（右下） 。 注意：递归方程及其解只给出n等 于m的方幂时T(n)的值，但是如果 认为T(n)足够平滑，那么由n等于 m的方幂时T(n)的值可以估计T(n) 的增长速度。通常假定T(n)是单 调上升的，从而当mi≤n<mi+1时， T(mi)≤T(n)<T(mi+1)。