计算复杂性课件
全套电子课件:数据结构(第3版)

数据元素是组成数据的基本单位。在程序
中通常把结点作为一个整体进行考虑和处
理。
53080105 杨帆
学号 53080101 53080102
姓名 韩冬 冯明
53080103 刘禹伯
53080104
每一行(代表一位同学)
53080105 53080106
孙晓东 杨帆 迟克逊
作为一个基本单位来考 53080107 陆静雅
1956年,美国杜邦公司提出关键路径法,并 于1957年首先用于投资1000万美元的化工厂 建设,工期比原计划缩短了4个月。杜邦公司 在采用关键路径法的一年中,节省了100万美 元。
Ⅱ. Dijkstra算法在物流配送问题中的应用
Ⅲ. 树结构在数据挖掘领域中的应用 Ⅳ. 散列技术在数据加密领域中的应用 Ⅴ. 查找技术在数据库领域中的应用 Ⅵ. 倒排文件、查找算法在搜索引擎中的应用
➢1976年,著名计算机科学家沃思(N. Wirth) 出版了名为《算法+数据结构=程序》的专 著,不仅形象地描述了数据结构、算法与 程序之间的关系,还旗帜鲜明的提出数据
数据结构的发展历史
➢20世纪40年代:处理纯数值性的信息
➢20世纪50年代末:解决非数值计算问题
➢20世纪60年代:数据结构列为一门独立的 课程
采用算法描述语言(ADL)和C++程序设计语言描述算法。 重视时间复杂性分析,重要算法的关键步骤给出正确性证
明。
教学计划
第二章 第三章 第四章 第五章 第六章 第七章 第八章
绪论 线性表、堆栈和队列 数组和字符串 树与二叉树 图 排序 查找
第二章 绪 论
2.1 为什么要学习数据结构
计算机科学是一门研究数据表示和数据处 理的科学。
《计算方法》PPT课件
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就可以得到一个递推公式
uk uk1x ank ,
k=1,2, …,n (1.3)
这样的计算过程只需要计算n次乘法和n次加法。 这种算法和上一种算法相比,不仅逻辑结构简单, 而且计算也明显地减少了。多项式求值的这种算法 称为秦九韶算法(计算框图见图1.2)。
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.
10
1.2 误差的来源及其基本概念
5
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5.
⒊得不到准确解时,设法得到近似解
例:求 x a, a 已0知数。
由数学中的极限理论可知,
当lim n
xn
x时(,极限存在)
有:lim n
xn1
lim
n
1 2
( xn
a xn
)
即x 1 ( x a )
2
x
于是 x2 a, a 0, x a
又∵n只能有限,∴x是近似值。
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.
6
在计算方法中,我们还将讨论: ⒋解的特性(近似程度,敛散性) ⒌各种方法的优缺点(速度,存储量) ⒍各种方法的实用范围(收敛范围)
7
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7.
⑵ 一个好的方法应具有如下特点:
第一,面向计算机,要根据计算机特点提供实际可行的 有效算法,即算法只能包括加、减、乘、除运算和逻辑运 算,是计算机能直接处理的。
计算方法
1
1.1 计算方法研究的对象和特点
计算方法实际上就是计算机上使用的数值计算方法,所 以这门课程又称为数值计算方法或数值分析。它是专门研究 求解各种数学问题的数值计算方法。现在,由于大多数科学 计算都比较复杂,人工计算无法完成;而计算机科学的迅速 发展和广泛应用提供了解决这些复杂问题的新途径。
《模糊计算及其应用》课件
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03
模糊推理与模糊控制系统
模糊推理的基本概念
01
模糊集合
模糊集合是传统集合的扩展,它 允许元素具有不明确的边界和隶 属度。
模糊逻辑
02
03
模糊推理规则
模糊逻辑是传统逻辑的扩展,它 使用模糊集合和模糊隶属度函数 来处理不确定性和模糊性。
模糊推理规则是传统推理规则的 扩展,它使用模糊集合和模糊逻 辑来处理不确定性和模糊性。
智能控制
利用模糊逻辑的推理规则,实现智能控制系统的优化和自动 化。
智能机器人
通过模糊逻辑的决策和推理,提高机器人的感知、决策和行 动能力。
模糊计算的研究热点与发展趋势
模糊逻辑的优化算法
研究更高效和精确的模糊逻辑算法,提高模糊计算的性能和精度。
模糊计算在物联网中的应用
将模糊计算应用于物联网设备的智能管理和控制,实现更高效和智能的物联网应用。
详细描述
模糊计算的发展历程可以分为几个阶段。在模糊集合 论阶段,模糊集合和隶属度函数的概念被提出,为模 糊计算奠定了基础。在模糊逻辑阶段,模糊逻辑的原 理和方法被应用于计算机科学和人工智能领域,产生 了模糊逻辑控制器和模糊专家系统等应用。在模糊推 理阶段,模糊推理的方法和原理得到了进一步发展和 应用,形成了模糊控制系统和智能控制等应用领域。
1 2 3
模糊逻辑
模糊逻辑是一种扩展的逻辑系统,它使用模糊集 合和隶属函数来处理不确定性和模糊性。
模糊逻辑们在模糊推理和控制系统中有重要应 用。
模糊推理
模糊推理是模糊逻辑的核心,它基于模糊条件语 句进行推理,能够处理不确定性和模糊性。
模糊集合与模糊逻辑的应用实例
05
模糊计算的前沿技术与发 展趋势
算法设计与分析课件--NP完全性理论-P类和NP类问题
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团问题的一个实例可以用长度为n2 + log k + 1 的二
进位串表示。
➢ 无向图的团问题可表示为语言:
• CLIQUE = {w#v|w,v∈{0,1}*,以w为邻接矩阵的图G有一个k 顶点的团。其中,w是C的二进制表示,v是k的二进制表示。}
• STEP3:确定性地检查V’的团性质。若V’是一个团则接受输入,
否则拒绝输入。时间复杂度为O(n 4 ) 。 • 因此,整个算法的时间复杂性为:O(n 4 ) 。
❖非确定性算法在多项式时间内接受语言CLIQUE,故CLIQUE∈NP。
16
8.2 P类问题和NP类问题
◼ P类问题和NP类问题的关系:
算法设计与分析
1
第八章 NP完全性理论
目录
8.1 易解问题和难解问题
8.2 P类问题和NP类问题
8.3
NP完全问题
8.4 NP完全问题的近似算法
2
8.1 易解问题和难解问题
◼ 常见的几类算法复杂性:
➢ O(1):常数阶; ➢ O(log2n), O(nlog2n):对数阶; ➢ O(n), O(n2), O(n3), …, O(nk): 多项式阶。多项式时间算法; ➢ O(2n), O(n!), O(nn):指数阶。指数时间算法。
12
8.2 P类问题和NP类问题
◼ NP(Non-deterministic Polynomial)类问题:
➢ 如对于某个判定问题,存在一个非负整数k,对于输入规模为n的实 例,能以O(nk)的时间运行一个非确定性算法得到是或否的答案。 • 能用非确定算法在多项式时间内求解的判定问题。如哈密尔顿回 路问题。 • NP类问题是难解问题的一个子类。 • NP类问题并不要求给出一个算法来求解问题本身,而只要求给 出一个确定性算法在多项式时间验证它。
人工智能原理第1章人工智能概述.ppt课件
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本章内容
1.1 关于人工智能的定义 1.2 人工智能的基础 1.3 人工智能简史 1.4 智能体与环境 1.5 智能体结构 小结
参考书目
附录 和人工智能相关的社会伦理问题
第1章 人工智能概述
1.1 关于人工智能的定义
智能体 对AI的4种不同定义 类人行动/类人思考/理性思维/理性行动
25
第1章 人工智能概述
数学的贡献(1)
• 数学(800~现在)贡献的思想:
• 什么是抽取合理结论的形式化规则? • 什么可以被计算? • 如何用不确定的知识进行推理?
• AI成为一门规范科学要求在三个基础领 域完成一定程度的数学形式化:
• 逻辑、计算、概率
26
第1章 人工智能概述
数学的贡献(2)
• Alfred Tarski(塔斯基)引入了一种参考理论, 可以把逻辑对象与现实世界对象联系起来
27
第1章 人工智能概述
数学的贡献(3)
• 问题1结论: 形式化规则=命题逻辑和一 阶谓词逻辑
• 问题2:什么可以计算?
• 可以被计算, 就是要找到一个算法 • 算法本身的研究可回溯至9世纪波斯数学家
控制论/语言学
第1章 人工智能概述
对人工智能有贡献的学科
• 哪些学科、哪些思想和哪些人物给予AI以贡献? • 哲学(BC428~现在) • 数学(800~现在) • 经济学(1776~现在) • 神经科学(1861~现在) • 心理学(1879~现在) • 计算机工程(1940~现在) • 控制论(1948~现在) • 语言学(1957~现在)
11
第1章 人工智能概述
4种不同定义的方法(5)
• 理性地行动: 理性智能体方法 • 计算机智能体应该有别于“简单的”程序: 具
计算理论计算复杂性ppt课件
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3cnf: 每个子句文字数不大于3, 2cnf: 每个子句文字数不大于2
可满足问题SAT
• 可满足性问题: SAT = { <> | 是可满足的布尔公式 }
• 思想: 将字符串对应到布尔公式 利用接受的形式定义.
• 过程: 任取ANP, 设N是A的nk时间NTM. w(|w|=n), N接受w
N有长度小于nk的接受格局序列 能填好N在w上的画面(一个nknk表格) f(w)可满足 • 结论: SAT是NP完全的
N接受w能填好N在w上的画面
# q0 w0 w1 … wn #
2)若0,1都在带上,重复以下步骤. O(n)
3) 检查带上0,1总数的奇偶性,
若是奇数,就拒绝.
O(n) log n
4) 再次扫描带,
第1个0开始,隔1个0删除1个0; O(n)
第1个1开始,隔1个1删除1个1.
总时间:
5)若带上同时没有0和1,则接受. O(n) O(nlogn)
否则拒绝.”
{0k1k|k0}TIME(nlogn)
快速验证
HP = {<G,s,t>|G是包含从s到t的 哈密顿路径的有向图}
CLIQUE={<G,k>|G是有k团的无向图} 目前没有快速算法,但其成员是可以快速验证的. 注意:HP的补可能不是可以快速验证的. 快速验证的特点: 1. 只需要对语言中的串能快速验证. 2. 验证需要借助额外的信息:证书,身份证.
• 二元可满足性问题: 2SAT = { <> | 是可满足的2cnf }
算法设计与分析课件--NP完全性理论-NP完全问题及近似算法
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1
第八章 NP完全性理论
目录
8.1 异解问题和难解问题
8.2 P类问题和NP类问题
8.3
NP完全问题
8.4 NP完全问题的近似算法
2
8.3 NP完全问题
问题变换:
➢ NP类问题在最坏情况下的时间复杂性一般都是快速增长的指数函 数。希望能够在NP类问题内部找到一种方法,比较两个问题的计 算复杂性。
❖该近似算法的相对误差定义为=
cc* c*
。若对问题的输
入规模n,有一函数ε(n)使得 c c* ≤ε(n),则称ε(n)
c*
为该近似算法的相对误差界。
13
8.4 NP完全问题的近似算法
NPC问题的近似算法示例 - TSP:
➢ 给定一个完全无向图G=(V,E),其每一条边(u,v)∈E有一非 负整数费用c(u,v)。要找出G的最小费用哈密顿回路。如果 TSP满足三角不等式性质,即对于任意3个顶点u,v,w∈V有 :c(u,w)≤c(u,v)+c(v,w),则称该TSP为欧几里得TSP,否 则称为一般TSP。
12
8.4 NP完全问题的近似算法
NPC问题的近似算法的性能:
❖若一个最优化问题的最优值为c*,求解该问题的一个近 似算法求得近似最优解相应的目标函数值为c,则将该近 似近≤似算ρ比法(是n的)问。近题ρ似输(比n入)定为规义1模时为n,的求=一m得a个x的c函c*近, c数c*似 ρ。解(在为n)通最,常优即情解m况a。x 下cc* ,,cc*该
➢ 传递性:设P1、P2和P3是3个判定问题。若P1∝τ(n)P2,且P2∝τ(n)P3 ,则P1∝τ(n)P3。
4
8.3 NP完全问题
多项式时间变换示例:
计算理论基础课件_Introduction
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计算表格
程序 Let me see
一个一般的计算过程
图灵机:现代计算机的理论模型
两端无限长的纸带
与现代计算机相同 之处:程序与数据 混合在一起,由控 制器控制执行
控制器( 读写或计算)
与现代计算机 不同:内存无 限大!没有考 虑输入与输出 !(所有信息 都在子带上)
图灵对可计算的定义:
被求解问题需要形式化; 必须设计一个算法; 算法需要有合理的复杂度(空间与时间 复杂度)
可计算工具不只是计算机
recursive function(Godel-Herbrand,1934) λ-Calculus(Church-Kleene,1932-1934) Turing machine(Alan Turing 1936)
已经证明:如上三种计算工具功能是等效的 !
为什么只是图灵机成为现代计算 机理论基础
乔姆斯基( Chomsky )对语言的分类
第五章 Undecidability
第六章 第七章 Computational Complexity NP-completeness
主要了解理论计算机科学的如下基本问题
Automata (第二章:Finite-state Machine, 第三 章:Pushdown Automata, 第四章:Turing Machines) Computability (第五章: Undecidability) Complexity (第六章: Computational; 第七章 : NP-completeness) Mathematic Preliminaries (第一章 : Sets, Relations and Language)
北京大学屈婉玲算法设计与分析 课件

第6章算法分析与问题的计算复杂度6.1 平凡下界6.2 直接计数求解该问题所需要的最少运算6.26.3 决策树6.4 检索算法的时间复杂度分析6.5 排序算法的时间复杂度分析656.6 选择算法的时间复杂度分析算法正确性•正确性在给定有效输入后, 算法经过有限时间的计算并产生正确的答案, 就称算法是正确的.•正确性证明的内容:–方法的正确性证明——算法思路的正确性. 证明一系列与算法的工作对象有关的引理、定理以系列与算法的工作对象有关的引理定理以及公式.–程序的正确性证明——证明所给出的一系列指证明所给出的系列指令确实做了所要求的工作.2工作量‐‐时间复杂性分析计量工作量的标准: 对于给定问题,该算法所执行的基本运算的次数.的基本运算的次数基本运算的选择:根据问题选择适当的基本运算问题基本运算在表中查找x比较实矩阵相乘实数乘法排序比较较遍历二叉树置指针两种时间复杂性:最坏情况下的复杂性W(n)平均情况下的复杂性A(n)3占用空间‐‐空间复杂性分析•两种占用–存储程序和输入数据的空间–存储中间结果或操作单元所占用空间‐‐额外空间•影响空间的主要因素:–存储程序的空间一般是常数(和输入规模无关)–输入数据空间为输入规模O(n)–空间复杂性考虑的是额外空间的大小额外空间相对于输入规模是常数•, 称为原地工作的算法.•两种空间复杂性:–最坏情况下的复杂性–平均情况下的复杂性.4简单性•含义:算法简单,程序结构简单.•好处:容易验证正确性便于程序调试•简单的算法效率不一定高. 要在保证一定效率的前提下力求得到简单的算法5基于时间的最优性•含义:指求解某问题算法类中效率最高的算法•两种最优性最坏情况下最优:设A 是解某个问题的算法, 如果在解这,个问题的算法类中没有其它算法在最坏情况下的时间复杂性比A 在最坏情况下的时间复杂性低, 则称A 是解这个问题在最坏情况下的最优算法.平均情况下最优:设A 是解某个问题的算法, 如果在解这个问题的算法类中没有其它算法在平均情况下的时间复杂性比A 在平均情况下的时间复杂性低, 则称A 是解这个问题在平均情况下的最优算法6寻找最优算法的途径(1) 设计算法A, 求W(n),得到算法类最坏情况下时间复杂度的一个上界(2) 寻找函数F n使得对任何算法都存在一个规模为n 的输()(),入并且该算法在这个输入下至少要做F(n)次基本运算,得到该算类最坏情况时复杂度个界到该算法类最坏情况下时间复杂度的一个下界(3) 如果W(n)=F(n)或W(n)=Θ(F(n)), 则A是最优的.(4) 如果W(n)>F(n), A不是最优的或者F(n)的下界过低. (4))改进A或设计新算法A’使得W’(n)<W(n).重新证明新下界F’(n)使得F’(n)>F(n).,()()()(())重复以上两步, 最终得到W’(n) = F’(n) 或者W’(n) = ΘF’(n76.1 平凡下界算法的输入规模和输出规模是它的平凡下界例1问题:写出所有的n阶置换求解的时间复杂度下界为Ω(n!)例2问题:求n次实系数多项式多项式在给定x的值求解的时间复杂度下界为Ω(n)例3问题:求两个n×n 矩阵的乘积求解的时间复杂度下界是Ω(n2)6.2 直接计数最少运算数例4找最大算法Findmax输入数组L, 项数n≥1输出L中的最大项MAX1.1. MAX←L(1);i←2;2. while i≤n do3. if MAX<L(i) then MAX←L(i);3if)then4. i←i+1;W(n)=n-1以比较作为基本运算的算法类的上界:n1-1找最大问题的复杂度下界:在n 个数的数组中找最大的数, 以比较做基本运算的算法类中的任何算法在最坏情况下至少要做n-1 次比较.因为MAX是唯一的, 其它的n-1 个数必须在比较后被淘证是唯的1汰. 一次比较至多淘汰一个数, 所以至少需要n-1 次比较.结论: F indmax 算法是最优算法.106.3决策树(Decision Tree)二叉树的性质叉树的性质命题1 在二叉树的t 层至多2t 个结点命题2 深度为d 的二叉树至多2d+1-1 个结点.命题3 n个结点的二叉树的深度至少为⎣log n⎦.3l命题4 设t 为二叉树的树叶个数,d为树深,如果树的每个内结点都有2个儿子,则t≤2d.116.4 检索算法时间复杂度分析检索问题: 给定按递增顺序排列的数组L (项数n ≥1)和数x ,L 0算法1 如果x 在L 中, 输出x 的下标; 否则输出0. 顺序捡索输入: L , x 输出: j 1. j ←12. while j ≤n and L (j )≠x do j ←j +1 3if then3. if j >n then j ←0分析:设x 在L 中每个位置和空隙的概率都是1/(2n +1) W (n )=nA (n )=[(1+2+...+n )+n (n +1)]/(2n +1)≈3n /4.12二分捡索最坏时间复杂度定理1 W (n ) = ⎣log n ⎦+ 1 n ≥1证对n 归纳n =1时, 左= W (1)=1, 右= ⎣log 1⎦+1 = 1. n 假设对一切k , 1≤k <n , 命题为真, 则⎣⎦⎣⎦⎣⎦1log 1)(1)(22++=+=W n W n ⎣⎦1log ⎨⎧−+=n n 为偶数⎣⎦⎣⎦1log 1)1log(+=⎩+n n n 为奇数13二分捡索的平均时间复杂度令n =2k -1, S t 是算法做t 次比较的输入个数, 1≤t ≤k 则S 1=1=20, S 2=2=21, S 3=22, S 4=23, ... , S t = 2t −1, t <k S k = 2k −1 + n + 1其中2k −1 为x 在表中做k 次比较的输入个数1)...21(12)(21k kS S S n n A ++++=14求和1+=1)...21(12)(121+++−kS S S n n A k t k 1)]1(2[121++∑+==n k t n t )]1(12)1[(12−+++−+=n k k n k⎣⎦21log 21221+=−=+≈n k k k 15捡索问题的决策树设A是一个捡索算法, 对于给定输入规模n, A的一棵决策树是一棵二叉树, 其结点被标记为1, 2, ... , n, 且标记规则是: 棵二叉树12•根据算法A,首先与x 比较的L 的项的下标标记为树根.•假设某结点被标记为i,–i 的左儿子是:当x<L(i)时,算法A下一步与x比较的项的下标–i 的右儿子是:当x>L(i)时,算法A下一步与x比较的项的下标–若x<L(i) 时算法A 停止, 则i 没有左儿子.–若x>L(i) 时算法A 停止, 则i 没有右儿子.16实例改进顺序捡索算法和二分捡索算法的决策树,n =1512841231426101415135********给定输入, 算法A 将从根开始, 沿一条路径前进, 直到某.个结点为止. 所执行的基本运算次数是这条路径的结点个数. 最坏情况下的基本运算次数是树的深度+1.17检索问题的复杂度分析定理对于任何一个搜索算法存在某个规模为n 的输入使得该算法至少要做⎣log n⎦+1 次比较.证由命题3, n 个结点的决策树的深度d 至少为⎣log n⎦, 故3n dW(n)=d+1 = ⎣log n⎦+1.结论: 对于有序表搜索问题, 在以比较作为基本运算的算法类中, 二分法在最坏情况下是最优的.186.5 排序算法时间复杂度分析•冒泡排序•快速排序与二分归并排序•堆排序序算界•排序算法的复杂度下界19冒泡排序输入: L, n≥1.输出: 按非递减顺序排序的L.:算法bubbleSort1n//1. FLAG←n //标记被交换的最后元素位置2. while FLAG> 1 do3. k←FLAG13.−4. FLAG ←1j5. for =1 to k do6. if L(j) > L(j+1) then do7. L(j) ↔L(j+1)8. FLAG←j20实例5 3 26 9 1 4 8 73 2 5 6 14 8 7923 5 1 4 6 78 92 531467892 1345678 91 2 3 4 5 6 7 8 9特点交换发生在相邻素之间特点:交换发生在相邻元素之间21置换与逆序•逆序令L ={1,2,...,n }, 排序的任何输入为L 上的置换. 在置j )为该置换的个逆序换a 1a 2...a n 中若i <j 但a i >a j , 则称(a i ,a j ) 为该置换的一个逆序. 序序个•逆序序列在i 右边,并且小于i 的元素个数记作b i , i =1, 2,…,n . ( b 1, b 2, …, b n ) 称为置换的逆序序列•实例置换 3 1 6 5 8 7 2 4逆序序列为(0, 0, 2, 0, 2, 3, 2, 3)22序序列的性质逆序序列的性质•b1=0; b2=0,1; … ; b n= 0,1, … , n-1•总共n!个不同的逆序序列置换与它的逆序序列构成一一对应•逆序数:置换中的逆序总数b+ b+ … +b12n•实例置换 3 1 6 5 8 7 2 4逆序序列为( 0, 0, 2, 0, 2, 3, 2, 3 )逆序数1223冒泡排序算法复杂度分析•最坏情况分析:W(n)=O(n2), 至多巡回O(n)次,每次O(n).•对换只发生在相邻元素之间,每次相邻元素交换只消除1个逆序,比较次数不少于逆序数,最大逆序数n(n−1)/2,于是W(n)=Θ(n2).•平均情况:设各种输入是等可能的,置换α的逆序序列是(b1, b2, … , b n), 置换α′的逆序序列为(0−b1, 1−b2, … ,n−1−b,αα′的逆序数之和为n n−1)/2. n!个置换分成)与的逆序数和为()个换分成nn!/2个组,每组逆序之和为n(n−1)/2.平均逆序数()/,平均的交换次数为()/.n n−1)/4n n−1)/4.•冒泡排序的最坏和平均复杂性均为Θ(n2)24快速排序与二分归并排序•快速排序最坏情况O(n2)平均情况O(n log n))•二分归并排序最坏情况O(n log n)平均情况O(n log n))25堆排序•堆的定义•堆的运算–堆整理Heapify(A,i)H if(–复杂度分析–建堆Build-Heap(A)–复杂度分析•堆排序算法Heap-sort(A)–复杂度分析26堆的定义设T 是一棵深度为d 的二叉树,结点为L中的元素.若满足以下条件,称作堆.若满足以下条件称作(1) 所有内结点(可能一点除外)的度数为2(2) 所有树叶至多在相邻的两层所有树叶多在相邻的(3) d−1 层的所有树叶在内结点的右边(4) d−1 层最右边的内结点可能度数为1(没有右儿子)(5) 每个结点的元素不小于儿子的元素若只满足前(4)条,不满足第(5)条,称作堆结构27实例116141023793 845678910堆存储在数组A241A[i]:结点i 的元素,例如A[2]=14.left(i), right(i) 分别表示i 的左儿子和右儿子28堆的运算:整理算法Heapify(A,i)1. l ←left(i)1l l f2. r←right(i)3if]and]>]3. if l≤heap-size[A] and A[l] > A[i]4. then largest←lg5. else largest←i6. if r ≤heap-size[A] and A[r] > A[largest]7. then largest ←r8. if largest≠i8if l i9. then exchange A[i] ↔A[largest]10. Heapify(A, largest)10Heapify(29Heapify 实例p y 1641012316141012379314456797934456792818102818102)161410123Heapify(A ,2)79324184567891030(1)复杂度分析每次调用为O(1)子堆大小至多为原来的2/3递推不等式T(n) ≤T(2n/3) + Θ(1)解得T(n) = Θ(log n)或者T(h) = Θ(h) xh为堆的根的高度结点总数+1)/21(3(距树叶最大距离)x+(x-1)/2+1=(3x+1)/231堆的运算:建堆Build-Heap(A)算法Build Heap(1.heap-size[A] ←length[A]2.for i ←⎣length[A]/2⎦downto 13.do Heapify(A, i)do Heapify()32414113169102234567131691022345671487891041411487891013234567110169314234567实169102871489102878910例41161231610793142345671410793845679332818910241810时间复杂度分析•结点的高度:该结点距树叶的距离•结点的深度:该结点距树根的距离•同一深度结点分布在树的同一层同高度结点可以分布在树的不同的层同一高度结点可以分布在树的不同的层•思路:按照高度计数结点数,乘以O (h ), 再求和Heapify(i ) i p y()的复杂度依赖于的高度⎣⎦∑×==n h O h n T log )()(的结点数高为h 034计数高度为h 的结点数引理n 个元素的堆高度h 的层至多存在个结点.⎥⎥⎤⎢⎢⎡+12h n 证明思路: 对h 进行归纳.归纳基础⎡h =0, 命题为真,即证堆中树叶数为归纳步骤⎥⎥⎤⎢⎢2n 归步假设对h -1为真,证明对h 也为真.35归纳基础h =0,d -1d (),-10, 树叶分布在d 和d 1层,d 层( x 个), d 1 层(y 个).Case1: x 为偶数x +=−+=+−−222211x x y x d d ⎥⎥⎤⎢⎢⎡=⎥⎥⎤⎢⎢⎡−+=+=22122)2(n x x dd y 个每个内结点有2 个儿子,树叶数为(为偶数11)x 个( x 为偶数,d -1 层以前各层结点总数2d −1 )36归纳基础(续)Case2 x 为奇数(x 为奇数,n 为偶数)+−+=+−121x x y x d −+=−1221x d ⎤⎢⎡=−+=122n n x dy 个⎥⎥⎢=222x 个37归纳步骤假设命题对于高度h -1为真,证明对于高度为h 也为真.设T 表示n 个结点的树,从T 中移走所有的树叶得到树T’, T 与T ’的关系:T 为h 的层恰好是T’ 的高为h -1 的层. n =n ’+n T’ 的结点数为n ’, n 为T 的树叶数)0(,0T’38T归纳步骤(续)令n h 表示T 中高为h 的层的结点数根据归纳基础, n 0=⎥⎥⎤⎢⎢⎡2n '⎥⎢=−=n n n n 10'2−=⎥⎦⎢⎣h h n n ⎣⎦⎤⎡=⎥⎤⎢⎡≤⎥⎤⎢⎡=⎤⎡≤=−221''n n h h n n n n ⎥⎥⎢⎢⎥⎢⎥⎢⎥⎥⎢⎢+12222h h h h 39时间复杂度分析定理3n 个结点的堆算法Build-Heap 的时间复杂性是O (n )证明:对高为h 的结点调用Heapify 算法时间是O (h ), 根据引理高为h ⎤⎡n 根据引理,高为h 的结点数至多为, 因此时间复杂度⎥⎥⎢⎢+12h ⎣logn ⎡⎦)(2)(g 01h O n n T h h ⎥⎥⎤⎢⎢=∑∞=+)()2(01n O h n O h h ==∑=+40推导⎣⎦),()(log 1h O n n T n h ⎥⎤⎢⎡=∑+⎣⎦2.log 12221n k n k n kkk h ⎡=≤≤−≤<⎥⎢−=则,若,于是令21222)(10101chch ch n T k h h k kh h k ⎥⎥⎤⎢⎢⎡+=⎥⎤⎢=∑∑−=−−=+).()()(21111n O h O hn O ch ch k h k h k=+=+=⎥⎢∑∑−+−+2222100n kk h h <<−==则,若)(22222)(101101101n O ch ch ch n T k h h k k h h k k h h k===⎥⎤⎢⎡<∑∑∑−=+−=−−−=+⎥⎢求和∞h ...]2322210[2320++++=∑=h h......]2121[...]2121[...]2121[43322+++++++++=...]2121...][21211[22+++++=2)1(121221=−=42堆排序算法堆排序算算法Heap-sort(A)1. Build-Heap(A)2. for i ←length[A] downto 23. do exchange A[1]↔A[i]3do4. heap-size[A] ←heap-size[A]−15. Heapify(A,1)p y(,)复杂性:O(n log n)Build-Heap 时间为O(n),从行2-5 调用Heapify n-1次,每次O(log n),时间为O(n log n)43实例16141410810 87934793241211610983894712 47131014162141644实例8773 421943 1289101416101416412323…1789 1014164789 10141645排序问题的决策树考虑以比较运算作为基本运算的排序算法类,任取算法A, 输入L={x如下定义决策树, x2, …, x n}, 如下定义决策树:11.A第一次比较的元素为x i , x j,那么树根标记为i, j2.假设结点k 已经标记为i, j,假设结点经标记为(1) x i < x j若算法结束,k 的左儿子标记为输入;, x q,那么k 的左儿子标记为p,q 若下一步比较元素xp(2) x i > x j若算法结束,k的右儿子标记为输入;若下一步比较元素x, x q,那么k的右儿子标记为p,qp46一棵冒泡排序的决策树设输入为x1, x2, x3,冒泡排序的决策树如下121,22,31,31,32,12,31,2,33,2,12,3,12,1,33,1,21,3,2任意输入:对应了决策树树中从树根到树叶的一条路经,算法最坏情况下的比较次数:树深删除非二叉的内结点(灰色结点),得到二叉树叫做B-树B-B-47 B树深度不超过决策树深度,B树有n!片树叶引理引理1设t 为B-树中的树叶数,d 为树深,则t ≤2d . 证明归纳法.d =0, 树只有1片树叶,深度为0,命题为真.假设对一切小于d 是一棵深度为d 假设对切小于d 的深度为真,设T 是棵深度为d 的树,树叶数为t . 取走T 的d 层的x 片树叶,得到树T’. 则T’的深度为d −1,树叶数t ’。
算法设计与分析PPT课件

数组
输出
1 0,0,2 1 2 3
2
1,1,2 0,0,2
123
,2,2
3 1,1,2 1 2 3 1 2 3
0,0,2
2
2,1,2 0,0,2 1 3 2
,2,2
3 2,1,2 1 3 2 1 3 2
0,0,2
2
2,1,2 0,0,2
123
1 1,0,2 2 1 3
层次 栈状态 (i, k, m)
个函数是双递归函数。 Ackerman函数A(n,m)定义如下:
A(1,0)2
A(0,m)1
A(n,0)n2
m0 n2
A(n,m)A(A(n1,m),m1) n,m1
Ackerman函数无法找到非递归的定义。
28
Ackerman函数
A(1,0)2
A(0,m)1
A(n,0)n2
m0 n2
A(n,m)A(A(n1,m),m1) n,m1
P n ( x ) ( ( ( a n x ( a n 1 ) ( a n 2 ) x a n 3 ) ) x a 1 ) x a 0
T(n)n
Horner(int a[n+1],real x) { int p= a[n];
for (i=1;i<=n;i++) p=p*x+a[n-i]; return p; }
算法复杂性是算法运行所需要的计算机资源的量, 需要时间资源的量称为时间复杂性,需要的空间资源的 量称为空间复杂性。这个量应该只依赖于算法要解的问 题的规模、算法的输入和算法本身的函数。如果分别用 n、I和A表示算法要解问题的规模、算法的输入和算法 本身,而且用C表示复杂性,那么,应该有C=F(n,I,A)。 一般把时间复杂性和空间复杂性分开,并分别用T和S来 表示,则有: T=T(n,I)和S=S(n,I) 。
第一讲计算复杂性理论精品PPT课件
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演讲人:XXXXXX 时 间:XX年XX月XX日
计算量的表示法: 上界值表示法
O記号:(Big O Notation)
•定義: O(f(n)) 读作order f(n), 或阶 f(n)
即: g(n)=O(f(n))
–表示对于任意定数c 和 m,以及对所有 n>m, 有下式成立:
g(n)< cf(n)
计算量的表示法——例
n2+1000n→O(n2)
第一讲: 计算复杂性理论 (Complexity Theory)
计算量的概念 计算量的表示 算法与计算量 计算复杂性 影响计算复杂性的因素
优化问题及其计算的复杂性
例:
组合优化问题:
1 3 9
2 4 0
3 5 1
4 6 2
5 7 3
組合数虽然有限,但因其数量太多,寻找最优解很难。
背包问题(knapsack problem):
计算量的膨胀(1)
10行×10列棋盘上米粒的数量
(第1格内放1粒米,以后每格顺次增加1倍……)
格序号
米粒数
重量 (kg)
1
1
2.0×10-5
9
256
5.1×10-3
18
131072
2.6×100
27
67108864
1.3×103
36
34359738368
6.9 ×105
45
17592186044416
計算量(2)
{a1, a2,..., an}:n個整数
Q1. 求和(1): a1+a2+・・・+an. n-1 steps → O(n)算法.
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从拼图游戏到解现实生活中 的实际问题的解决---
同学,游戏不是这样玩的!
• 我们的课程可以使你从可郁闷性与郁闷复 杂性到可快乐性与快乐复杂性的。怎么办? 分类分解问题呗!首先把图片都翻到相同 一面,最坏时要做1000次,如果图片字母 标号有20种,然后把它们根据字母标号分 成20子类,每一子类再根据字母正反分为2 个子子类,同样拼图时相邻的图片是交错 排列的,按照这样的分类方法进行拼图看 看最坏时我们需要多少个步骤?
•
计算学科的基本问题是能行与效率的 问题,即它的核心问题是“能行”问题 (Practicability): • 1)什么是(实际)可计算的?什么是 (实际)不可计算的? • 2)如何保证计算的自动性、有效性及 正确性?
1985年春,ACM(美国计算机协会)和IEEE -CS(国际电子电气工程师学会计算机分会)组 成联合攻关小组,开始了对“计算作为一门学科” 的存在性证明。1989年1月,该小组提交了《计算 作为一门学科》(Computing as a discipline)的 报告。第一次给出了计算学科一个透彻的定义,回 答了计算学科中长期以来一直争论的一些问题,完 成了计算学科的“存在性”证明,还提出了未来计 算科学教育必须解决的二个重大问题――整个学科 核心课程详细设计及整个学科综述性导引课程的构 建。1991年,在这报告的基础上提交了关于计算 学科教学计划CC1991(Computing Curricula 1991)。2001年12月,提交了最终的CC2001报 告。
•
《计算作为一门学科》报告及CC1991、 CC2001一起解决了三个重要问题: • 第一个重大问题(计算作为一门 学科的存在性证明)的解决。对学科本身的 发展至关重要。如果在众多分支领域都取得 了重大成果并已得到广泛应用的“计算”, 连作为一门学科的地位都不清楚,那么它的 发展势必要受到很大的限制。
从事计算科学的人都知道,计算科学 中不仅许多理论是用数学描述的,而且许多 技术也是用数学描述的。大多数计算科学理 论不仅仅是对研究对象变化规律的陈述,而 且由于能行性这一本质的核心问题和特点的 作用,理论描述中常通过方法折射出技术的 思想和步骤,而从理论通过方法跨越到技术 则完全取决于理论的深刻认识和理解。一个 人如果看懂了以形式化方法描述的技术文献, 自然明白技术上应该怎样去做。
•
(2)从计算机科学学生能力角度培养的看 计算理论的作用。 • 计算机出现的五十多年间,人们追求 着和出现了许多计算机信息革命带来的信息 产品,但是信息产品受工业产品的观念上的 影响,使得计算机科学的学科发展带来了偏 差,使得整个学科的发展都是“软件跟着硬 件走”。我们不能将自己的学生培养成计算 机系统的奴隶,而应该培养成计算机系统的 主人,我们的学生不能给计算机系统所塑造, 将他们变成计算机,而是教育学生怎样地塑 造计算机系统。
阿兰· 图灵,1912年6月23日出生于英国伦敦。其祖父 曾获得剑桥大学数学荣誉学位,但他父亲的数学才能平 平。因此,图灵的家庭教育,对他以后在数学及计算机 方面的成就并没有多少帮助。 小时侯的图灵生性活泼好动,很早就表现出对科学的 探索精神。据他母亲回忆,3岁时,小图灵就进行了他的 首次实验,尝试把一个玩具木头人的小胳膊、小腿掰下 来栽到花园里,等待长出更多的木头人。到了8岁,他更 开 始尝试写一部科学著作,题目为《关于一种显微镜》。在这部很短的书中, 天才儿童图灵拼错了很多单词,句法也有些问题,但写得还能让人看懂,很 像那么一回事儿。在书的开头和结尾,他都用同一句话“首先你必须知道光 是直的”作前后呼应,但中间的内容却很短,短得破了科学著作的记录。图 灵曾说 :“我似乎总想从最普通的东西中弄出些名堂。”就连和小朋友们玩 足球,他也能放弃当前锋进球这样出风头的事,只喜欢在场外巡边,因为这 样能有机会去计算球飞出边界的角度。他的老师认为 :“图灵的头脑思维可 以像袋鼠一样进行跳跃。”
计算学科(Computing Science)即我 们所熟悉的计算机科学与技术(Computer Science and Technology)。计算学科是对 描述和变换信息的算法过程,包括其理论、 分析、设计、效率分析、实现和应用等进行 的系统研究的一门学科。它涉及计算过程的 分析如可计算性、算法,研究有关计算机的 各种现象、揭示其规律与本质如计算机的设 计和使用、可计算性硬件和软件的实际实现 问题。
计算理论就是指出构成一个包括了不同领 域的通用模型的思维方法,并且告诉我们怎 样用不同的语言(符号语言、图形语言、逻 辑语言等)从最简单的对象(集合)出发表 示通用模型。后者指出计算机科学必须了解 让计算机去解决问题在通用模型中的结构, 由于要求在有限和有效时间内计算机自动完 成,那么问题求解的方法必然是构造性的。
第二个重大问题(整个学科核心课程详 细设计。确定一个公认的本科生应该 掌握的核心内容,将避免教学计划设计中的 随意性,从而为我们科学地制定教学计划奠 定基础。
第三个重大问题(整个学科综述性导 引课程的构建)的解决,将使人们对整个学 科的认知科学化、系统化和逻辑化。如果人 们对计算学科的认知能建立在公理化的基础 之上,则该学科可被认为是严谨的科学、成 熟的学科,从而有助于它的发展,并将由此 而得到人们的尊重。
其次,我们是要去塑造计算机系统,我们 的所有思维都要立足于能“塑造”性,因此, 思维的可构造性,即在考虑构成计算机系统 的所有对象都必须能够有某种方法在有限的 时间内构造出来。因此塑造计算机系统的基 本思维是构造性思维。 以上描述了计算理论的学科定位 下面我们来看相关的历史人物简介
计算理论的开拓者—图灵
可计算性与计算复杂性
李占山
拼图游戏
• 1000个图片的拼图,如果没有考虑把握技巧,那 么对于每个图片有正反面、左右和对错3种组合8 种状态,这样我们把所有图片拼在一起需要考虑 81000种状态(步骤)情况拼图,这是一个惊人的数 字,用计算机求解在我们的有生之年是看不到结果 的。难道这个问题就没有结果了吗?非也,我们人 不是在玩这种游戏吗?我只用了一两天甚至更短的 时间就成功了,哪有你老师说的那么复杂?那样不 是很郁闷吗?我拼图成功很是快乐,为什么?
玩游戏是一门学问呦!
1000+1000+20250个状态(步骤),这些 状态步骤完全在你的有限时间掌控之中, 因此能够在一两天甚至更短时间内完成拼 图任务。嗷!原来是这样的呀!看来学好 这门课会使我们从可郁闷性与郁闷复杂性 到可快乐性与快乐复杂性的!!!为了学 好这门课程我们有必要介绍这门课程的本 质与定位以及一些重要历史人物,他们 是?????
•
当前计算机科学在发展过程中面对着如下两个 问题: • 一是信息革命要求计算机科学要将计算机的 应用扩大到包含所有的问题领域和深入到每个问题 领域的深处而越来越细致越来越复杂;二是一旦让 计算机去解决问题,那么计算机应自动地在有限和 有效的时间内得出解。前者指出计算机科学的任务 就是要用计算机的硬件、外设和软件构成一个系统, 使得许多不同领域的问题都能在这样的计算机系统 中得到解决。为了完成这个任务,就必须用一种符 号语言构成一个包括了不同领域的通用模型。
攻关小组的结论是:计算学科所 研究的根本问题是能行问题(什么能被 (有效地)自动进行)。计算学科的基 本原理已纳入理论、抽象和设计这3个 具有科学技术方法意义的过程中。学科 的各分支领域正是通过这3个过程来实 现它们各自的目标。而这3个过程要解 决的都是计算过程中的“能行性”和 “有效性”问题。
与数学相比,电子技术的重要性对计 算科学而言不如数学,因为数学提供了计算 科学最重要的学科思想和方法论基础,而电 子技术只提供了电子计算机的实现技术,它 仅仅只是对计算科学许多思想和方法的一种 当前最现实、最有效的实现技术手段而已。 当科学技术的手段提到发展时,完全有可能 有某一项新技术归结为有效地取代电子技术 (如光技术、生物技术等等),但计算科学 的数学基础可能变化不大。
• 在剑桥,图灵可称得上是一个怪才,一举一动常常 出人意料。他是个单身汉和长跑运动员。在他的同事和 学生中间,这位衣着随便、不打领带的著名教授,不善 言辞,有些木讷、害羞,常咬指甲,但他更多地以自己 杰出的才智赢得了人们的敬意。图灵每天骑自行车上班, 因为患过敏性鼻炎,一遇到花粉,就会鼻涕不止,大打 喷嚏。于是,他就常常在上班途中戴防毒面具,招摇过 市,这早已成为剑桥的一大奇观。图灵的自行车经常半 路掉链子,但他就是不肯去车铺修理。每次骑车时,他 总是嘴里念念有词,在心里细细计算,这链条也怪,总 是转到一定的圈数就滑落了,而图灵竟然能够做到在链 条下滑前一刹那停车,让旁观者佩服不已,以为图灵在 玩杂技。后来图灵又居然在脚踏车旁装了一个小巧的机 械记数器,到圈数时就停,歇口气换换脑子,再重新运 动起来。
在计算机科学知识掌握的过程中应是“硬 件跟着软件走,软件跟着模型走,模型跟着 学科实际应用走;学科实际应用跟着自然 走”。而最主要的培养环节应该是软件跟着 模型走,模型跟着学科实际应用走。关于学 生的培养目标就是要培养自己的学生能够根 据实际应用问题提出计算机应用的模型,并 用硬件和软件资源去构造计算机系统去完成 模型中所提出来的工作。
• 图灵是个天才。他16岁就开始研究爱因斯坦的相对论。 1931年,图灵考入剑桥大学国王学院,开始他的数学生 涯,研究量子力学、概率论和逻辑学。在校期间,图灵 还是现代语言哲学大师维特根斯坦班上最出色的学生。 他对由剑桥大学的罗素和怀特海创立的数理逻辑很感兴 趣。数理逻辑的创建,主要是为了对付“悖论”。“悖 论”(paradox)是人类思维中最狡猾的两面派,最早起 源于古希腊克里特岛上有个叫爱皮梅尼特的“智者”, 他说 :“所有的克里特岛人都说谎”。我们可以把它简 化为:“我说的这句话是假话”。这就出现一种两面都 无法自圆的怪圈:如果他没有说谎,那他这句话是错的, 他是在说谎 ;如果他真的在说谎,那他说自己在说谎是 对的,所以他又没有说谎。罗素和怀特海把它从逻辑、 集合论以及数论中驱逐出去,最后又想尽办法归入《数 学原理》之中。