算法设计与分析Ch优秀PPT.ppt

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1、n n有很多问题，当须要找出它的解集或者要求回答什么有很多问题，当须要找出它的解集或者要求回答什么解是满足某些约束条件的最佳解时，往往要运用回溯解是满足某些约束条件的最佳解时，往往要运用回溯法。法。n n回溯法的基本做法是搜寻，或是一种组织得井井有条回溯法的基本做法是搜寻，或是一种组织得井井有条的，能避开不必要搜寻的穷举式搜寻法。这种方法适的，能避开不必要搜寻的穷举式搜寻法。这种方法适用于解一些组合数相当大的问题。用于解一些组合数相当大的问题。n n回溯法在问题的解空间树中，按深度优先策略，从根回溯法在问题的解空间树中，按深度优先策略，从根结点动身搜寻解空间树。算法搜寻至解空间树的随意结点动身

2、搜寻解空间树。算法搜寻至解空间树的随意一点时，先推断该结点是否包含问题的解。假如确定一点时，先推断该结点是否包含问题的解。假如确定不包含，则跳过对该结点为根的子树的搜寻，逐层向不包含，则跳过对该结点为根的子树的搜寻，逐层向其祖先结点回溯；否则，进入该子树，接着按深度优其祖先结点回溯；否则，进入该子树，接着按深度优先策略搜寻。先策略搜寻。回溯法回溯法1问题的解空间问题的解空间问题的解向量：回溯法希望一个问题的解能够表示成一个n元式(x1,x2,xn)的形式。显约束：对重量xi的取值限定。隐隐束：为满足问题的解而对不同重量之间施加的约束。解空间：对于问题的一个实例，解向量满足显式约束条件的全部多元

3、组，构成了该实例的一个解空间。留意：同一个问题可以有多种表示，有些表示方法更简洁，所需表示的状态空间更小（存储量少，搜寻方法简洁）。n=3时的0-1背包问题用完全二叉树表示的解空间2生成问题状态的基本方法生成问题状态的基本方法n n扩展结点扩展结点:一个正在产生儿子的结点称为扩展结点一个正在产生儿子的结点称为扩展结点n n活结点活结点:一个自身已生成但其儿子还没有全部生成的节点称一个自身已生成但其儿子还没有全部生成的节点称做活结点做活结点n n死结点死结点:一个全部儿子已经产生的结点称做死结点一个全部儿子已经产生的结点称做死结点n n深度优先的问题状态生成法：假如对一个扩展结点深度优先的问题状

4、态生成法：假如对一个扩展结点R R，一旦，一旦产生了它的一个儿子产生了它的一个儿子C C，就把，就把C C当做新的扩展结点。在完成当做新的扩展结点。在完成对子树对子树C C（以（以C C为根的子树）的穷尽搜寻之后，将为根的子树）的穷尽搜寻之后，将R R重新变成重新变成扩展结点，接着生成扩展结点，接着生成R R的下一个儿子（假如存在）的下一个儿子（假如存在）n n宽度优先的问题状态生成法：在一个扩展结点变成死结点宽度优先的问题状态生成法：在一个扩展结点变成死结点之前，它始终是扩展结点之前，它始终是扩展结点n n回溯法：为了避开生成那些不行能产生最佳解的问题状态，回溯法：为了避开生成那些不行能产生

5、最佳解的问题状态，要不断地利用限界函数要不断地利用限界函数(bounding function)(bounding function)来处死那些事实上来处死那些事实上不行能产生所需解的活结点，以削减问题的计算量。具有不行能产生所需解的活结点，以削减问题的计算量。具有限界函数的深度优先生成法称为回溯法限界函数的深度优先生成法称为回溯法3回溯法的基本思想回溯法的基本思想(1)针对所给问题，定义问题的解空间；(2)确定易于搜寻的解空间结构；(3)以深度优先方式搜寻解空间，并在搜寻过程中用剪枝函数避开无效搜寻。常用剪枝函数：用约束函数在扩展结点处剪去不满足约束的子树；用限界函数剪去得不到最优解的子树。

6、用回溯法解题的一个显著特征是在搜寻过程中动态产生问题的解空间。在任何时刻，算法只保存从根结点到当前扩展结点的路径。假如解空间树中从根结点到叶结点的最长路径的长度为h(n)，则回溯法所需的计算空间通常为O(h(n)。而显式地存储整个解空间则须要O(2h(n)或O(h(n)!)内存空间。4递归回溯递归回溯回溯法对解空间作深度优先搜寻，因此，在一般状况下用递归方法实现回溯法。void backtrack(int t)if(tn)output(x);else for(int i=f(n,t);i0)if(f(n,t)=g(n,t)for(int i=f(n,t);in)output(x);else f

7、or(int i=0;in)output(x);else for(int i=t;i n)/到达叶结点 更新最优解bestx,bestw;return;r-=wi;if(cw+wi bestw)xi=0;/搜寻右子树 backtrack(i+1);r+=wi;9批处理作业调度批处理作业调度给定n个作业的集合J1,J2,Jn。每个作业必需先由机器1处理，然后由机器2处理。作业Ji须要机器j的处理时间为tji。对于一个确定的作业调度，设Fji是作业i在机器j上完成处理的时间。全部作业在机器2上完成处理的时间和称为该作业调度的完成时间和。批处理作业调度问题要求对于给定的n个作业，制定最佳作业调度方案

8、，使其完成时间和达到最小。t tji ji机器机器1 1机器机器2 2作作业业1 12 21 1作作业业2 23 31 1作作业业3 32 23 3这3个作业的6种可能的调度方案是1,2,3；1,3,2；2,1,3；2,3,1；3,1,2；3,2,1；它们所相应的完成时间和分别是19，18，20，21，19，19。易见，最佳调度方案是1,3,2，其完成时间和为18。10批处理作业调度批处理作业调度解空间：排列树void Flowshop:Backtrack(int i)if(i n)for(int j=1;j=n;j+)bestxj=xj;bestf=f;else for(int j=i;j

9、f1)?f2i-1:f1)+Mxj2;f+=f2i;if(f half)|(t*(t-1)/2-counthalf)return;if(tn)sum+;else for(int i=0;i2;i+)p1t=i;count+=i;for(int j=2;j=t;j+)pjt-j+1=pj-1t-j+1pj-1t-j+2;count+=pjt-j+1;Backtrack(t+1);for(int j=2;j=t;j+)count-=pjt-j+1;count-=i;+-+-+-+-+-+-+-+困难度分析困难度分析计算可行性约束须要计算可行性约束须要O(n)时间，在最坏状况下有时间，在最坏状况下有

10、 O(2n)个结点须要计算可行性约束，故解符号三角个结点须要计算可行性约束，故解符号三角形问题的回溯算法所需的计算时间为形问题的回溯算法所需的计算时间为 O(n2n)。13n后问题后问题在nn格的棋盘上放置彼此不受攻击的n个皇后。依据国际象棋的规则，皇后可以攻击与之处在同一行或同一列或同一斜线上的棋子。n后问题等价于在nn格的棋盘上放置n个皇后，任何2个皇后不放在同一行或同一列或同一斜线上。1 2 3 4 5 6 7 812345678QQQQQQQQ14解向量：(x1,x2,xn)显约束：xi=1,2,n隐隐束：1)不同列：xixj 2)不处于同一正、反对角线：|i-j|xi-xj|n后问题

11、后问题bool Queen:Place(int k)for(int j=1;jn)sum+;else for(int i=1;i=n;i+)xt=i;if(Place(t)Backtrack(t+1);150-1背包问题背包问题解空间：子集树可行性约束函数：上界函数：templateTypep Knap:Bound(int i)/计算上界 Typew cleft=c-cw;/剩余容量 Typep b=cp;/以物品单位重量价值递减序装入物品 while(i=n&wi=cleft)cleft-=wi;b+=pi;i+;/装满背包 if(i n)/到达叶结点 for(int j=1;j=n;j+)

12、bestxj=xj;bestn=cn;return;/检查顶点 i 与当前团的连接 int OK=1;for(int j=1;j bestn)/进入右子树 xi=0;Backtrack(i+1);困难度分析困难度分析最大团问题的回溯算法最大团问题的回溯算法backtrack所需的计算时间所需的计算时间明显为明显为O(n2n)。1245318图的图的m着色问题着色问题给定无向连通图G和m种不同的颜色。用这些颜色为图G的各顶点着色，每个顶点着一种颜色。是否有一种着色法使G中每条边的2个顶点着不同颜色。这个问题是图的m可着色判定问题。若一个图最少须要m种颜色才能使图中每条边连接的2个顶点着不同颜色，

13、则称这个数m为该图的色数。求一个图的色数m的问题称为图的m可着色优化问题。19解向量：(x1,x2,xn)表示顶点i所着颜色xi 可行性约束函数：顶点i与已着色的相邻顶点颜色不重复。图的图的m着色问题着色问题void Color:Backtrack(int t)if(tn)sum+;for(int i=1;i=n;i+)cout xi ;cout endl;else for(int i=1;i=m;i+)xt=i;if(Ok(t)Backtrack(t+1);bool Color:Ok(int k)/检查颜色可用性 for(int j=1;j=n;j+)if(akj=1)&(xj=xk)ret

14、urn false;return true;复杂度分析复杂度分析图m可着色问题的解空间树中内结点个数是对于每一个内结点，在最坏情况下，用ok检查当前扩展结点的每一个儿子所相应的颜色可用性需耗时O(mn)。因此，回溯法总的时间耗费是20旅行售货员问题旅行售货员问题解空间：排列树templatevoid Traveling:Backtrack(int i)if(i=n)if(axn-1xn!=NoEdge&axn1!=NoEdge&(cc+axn-1xn+axn1 bestc|bestc=NoEdge)for(int j=1;j=n;j+)bestxj=xj;bestc=cc+axn-1xn+ax

15、n1;else for(int j=i;j=n;j+)/是否可进入xj子树?if(axi-1xj!=NoEdge&(cc+axi-1xi bestc|bestc=NoEdge)/搜寻子树 Swap(xi,xj);cc+=axi-1xi;Backtrack(i+1);cc-=axi-1xi;Swap(xi,xj);困难度分析困难度分析算法算法backtrack在最坏状况下可能须要更新当前在最坏状况下可能须要更新当前最优解最优解O(n-1)!)次，每次更新次，每次更新bestx需计算时间需计算时间O(n)，从而整个算法的计算时间困难性为，从而整个算法的计算时间困难性为O(n!)。21圆排列问题圆排

16、列问题给定n个大小不等的圆c1,c2,cn，现要将这n个圆排进一个矩形框中，且要求各圆与矩形框的底边相切。圆排列问题要求从n个圆的全部排列中找出有最小长度的圆排列。例如，当n=3，且所给的3个圆的半径分别为1，1，2时，这3个圆的最小长度的圆排列如图所示。其最小长度为22圆排列问题圆排列问题float Circle:Center(int t)/计算当前所选择圆的圆心横坐标 float temp=0;for(int j=1;jtemp)temp=valuex;return temp;void Circle:Compute(void)/计算当前圆排列的长度 float low=0,high=0;f

17、or(int i=1;i=n;i+)if(xi-rihigh)high=xi+ri;if(high-lown)Compute();else for(int j=t;j=n;j+)Swap(rt,rj);float centerx=Center(t);if(centerx+rt+r1min)/下界约束 xt=centerx;Backtrack(t+1);Swap(rt,rj);困难度分析困难度分析由于算法由于算法backtrack在最坏状况下可能须要计算在最坏状况下可能须要计算O(n!)次当前圆排列长度，每次计算需次当前圆排列长度，每次计算需O(n)计算时计算时间，从而整个算法的计算时间困难性为

18、间，从而整个算法的计算时间困难性为O(n+1)!)上述算法尚有很多改进的余地。例如，象1,2,n-1,n和n,n-1,2,1这种互为镜像的排列具有相同的圆排列长度，只计算一个就够了，可削减约一半的计算量。另一方面，假如所给的n个圆中有k个圆有相同的半径，则这k个圆产生的k!个完全相同的圆排列，只计算一个就够了。23连续邮资问题连续邮资问题假设国家发行了n种不同面值的邮票，并且规定每张信封上最多只允许贴m张邮票。连续邮资问题要求对于给定的n和m的值，给出邮票面值的最佳设计，在1张信封上可贴出从邮资1起先，增量为1的最大连续邮资区间。例如，当n=5和m=4时，面值为(1,3,11,15,32)的5

19、种邮票可以贴出邮资的最大连续邮资区间是1到70。24连续邮资问题连续邮资问题解向量：用n元组x1:n表示n种不同的邮票面值，并约定它们从小到大排列。x1=1是唯一的选择。可行性约束函数：已选定x1:i-1，最大连续邮资区间是1:r，接下来xi的可取值范围是xi-1+1:r+1。如何确定r的值？计算X1:i的最大连续邮资区间在本算法中被频繁运用到，因此势必要找到一个高效的方法。考虑到干脆递归的求解困难度太高，我们不妨尝试计算用不超过m张面值为x1:i的邮票贴出邮资k所需的最少邮票数yk。通过yk可以很快推出r的值。事实上，yk可以通过递推在O(n)时间内解决：for(int j=0;j=xi-2

20、*(m-1);j+)if(yjm)for(int k=1;k=m-yj;k+)if(yj+kyj+xi-1*k)yj+xi-1*k=yj+k;while(yrmaxint)r+;25回溯法效率分析回溯法效率分析通过前面具体实例的探讨简洁看出，回溯算法的效率在很大程度上依靠于以下因素：(1)产生xk的时间；(2)满足显约束的xk值的个数；(3)计算约束函数constraint的时间；(4)计算上界函数bound的时间；(5)满足约束函数和上界函数约束的全部xk的个数。好的约束函数能显著地削减所生成的结点数。但这样的约束函数往往计算量较大。因此，在选择约束函数时通常存在生成结点数与约束函数计算量之间的折衷。26重排原理重排原理对于很多问题而言，在搜寻摸索时选取xi的值依次是随意的。在其它条件相当的前提下，让可取值最少的xi优先。从图中关于同一问题的2棵不同解空间树，可以体会到这种策略的潜力。图(a)中，从第1层剪去1棵子树，则从全部应当考虑的3元组中一次消去12个3元组。对于图(b)，虽然同样从第1层剪去1棵子树，却只从应当考虑的3元组中消去8个3元组。前者的效果明显比后者好。(a)(b)27