|
Алгоритмы поиска
Оформил: DeeCo Автор: Елена Филиппова Введение Данная статья не претендует на полное описание всех существующих методов поиска и посвящена именно обзору классических решений, довольно простой на вид, поисковой задачи. Мне хотелось рассказать об алгоритмах поиска, о том что это такое и каким образом их следует применять в конкретных задачах. Я постаралась минимизировать количество математических выкладок и сухих определений, чтобы облегчить восприятие именно логики алгоритмов, не требуя при этом специальной математической подготовки. Говоря о поиске, мы будем иметь в виду некий массив данных, а искать будем определенный элемент в этом массиве. Оптимальность поиска для простоты определим очень конкретно - это скорость работы алгоритма. Казалось бы, к чему плодить много алгоритмов, давайте найдем один, самый оптимальный и успокоимся на этом. Это ошибочное мнение. Найти оптимальный алгоритм, не привязываясь при его выборе к условию задачи - это иллюзия.Какой алгоритм , из множества известных сейчас, самый быстрый? Ответа на этот вопрос не существует. Нет самого оптимального алгоритма в абстрактном смысле. Выбор его очень сильно зависит от условия задачи, которую нам придется решать. Именно на этот факт мне и хотелось бы обратить особенное внимание. Маленькое лирическое отступление... Судя по литературе, подъем интереса к математическим исследованиям методов поиска начался в 60-х годах. Очевидно, что на заре развития вычислительной техники, небольшой ( по нашим меркам просто никакой ) объем оперативной памяти и наличие только внешних устройств последовательного доступа (магнитная лента), делало задачу поиска или слишком тривиальной или абсолютно нерешаемой. Общая классификация алгоритмов поиска
Подробное рассмотрение алгоритмов Попытаемся решить простейшую задачу - найти нужное значение в массиве. На этом первом примере мне хочется показать, как оптимальность решения зависит от того, в каком массиве мы будем искать. Перед Вами колода игральных карт, в ней , как правило, 54 карты ( ну или 36 ). Карты лежат в беспорядке. Необходимо найти определенную карту, например пикового короля. Что Вы предпримете? Думаю, что догадаться нетрудно, первое, что приходит в голову, это последовательно перебирать все карты, до тех пор пока нужная не найдется. При самом плохом стечении обстоятельств Вам придется перебрать все карты в колоде , что на самом деле не так долго, если честно. Попробуем немного изменить условие. Искать нам надо не карту, а конверт с определенным адресом. Конвертов этих перед Вами лежит немерянное количество, если окинуть взглядом заваленные столы, ну несколько сотен как минимум. Нет, нет, не пожимайте удивленно плечами, задача не надуманная, а самая что ни на есть реальная. Если вдруг кто-нибудь ( а мир так удивительно тесен! ) знаком с Константиновым Николаем Николаевичем, тот скорее всего знаком с этой задачей не понаслышке. Итак, я отвлеклась, перед нами несколько сотен конвертов с именами, нужно найти вполне определенный конверт. Способ, только что опробованный на колоде карт, очень скоро утомит. Вряд ли кто в этом сомневается, не правда ли? :о) А вот если предварительно все эти конверты разложить в алфавитном порядке, то дальнейшая работа по нахождению вполне определенного имени уже не представляется такой ужасной! Конечно, на сортировку необходимо затратить вполне определенные силы и время, но они окупятся при многоразовом поиске, вот что самое главное Вспомнив пример с картами, отметим, что в том случае тратить время на предварительную сортировку колоды вряд ли стоит... Итак, мы можем сделать первый и очень важный вывод - оптимальность метода поиска зависит от размера массива, в котором мы ищем! Прямой перебор всех значений прост в понимании, легок в исполнении и достаточно быстр на малых массивах данных. Насчет легкости и простоты , это не лирика, это весомый аргумент, ведь Вам после того, как будет выбран определенный метод, необходимо еще формализовать его и закодировать. В итоге программиста инетересует код. Не будем об этом забывать. Итак, все это в совокупности позволяет сказать, что метод прямого перебора оптимален для малых массивов.Если же массив данных достаточно велик, то оптимальность поиска достигается предварительной сортировкой значений в массиве. Ну что же, с задачей поиска при малом количестве значений мы разобрались, она достаточно тривиальна. Давайте займемся поиском в о-о-очень длинном массиве... Это гораздо интереснее. Итак, приняв все вышесказанное за истину, мы отсортировали наш массив. Все значения лежат в некотором порядке. Можно искать! И, собственно, что?... Как искать-то? Существует несколько классических способов поиска значения в отсортированном массиве. Мы рассмотрим три способа. Они были предложены в 60-х годах и мало изменились в наше время. Один из них очень известный, ведь Вам наверняка приходилось слышать такие названия как "метод дихотомии", "бинарного дерева" или "метод половинного деления", что собственно одно и тоже. Вот с него и начнем. 1. Алгоритм поиска по бинарному дереву. Суть этого алгоритма достаточно проста. Представим себе, что у нас есть набор карточек с телефонными номерами и адресами людей. Карточки отсортированы в порядке возрастания телефонных номеров. Необходимо найти адрес человека, если мы знаем, что его номер телефона 222-22-22. Наши действия? Берем карточку из середины пачки, номер карточки 444-44-44. Сравнивая его с искомым номером, мы видим, что наш меньше и , значит, находится точно в первой половине пачки. Смело откладываем вторую часть пачки в сторону, она нам не нужна, массив поиска мы сузили ровно в два раза. Теперь берем карточку из середины оставшейся пачки, на ней номер 123-45-67. Из чего следует, что нужная нам карточка лежит во второй половине оставшейся пачки... Таким образом , при каждом сравнении , мы уменьшаем зону поиска в два раза. Отсюда и название метода - половинного деления или дихотомии. Не буду приводить математического доказательства, так как это не является целью данной статьи, а просто отмечу, что скорость сходимости этого алгоритма пропорциональна Log(2)N ¹ . Это означает буквально то, что не более, чем через Log(2)N сравнений , мы либо найдем нужное значение, либо убедимся в его отсутствии. Другое название этого алгоритма – «метод бинарного дерева» происходит из представления "пути" поиска в виде дерева (у которого каждая следующая ветвь разделяется на две, по одной из которых мы и движемся в дальнейшем).. Способ очень распространенный в наше время, возможно по причине его эффективности вкупе с простотой программирования этого алгоритма. Именно бинарный поиск используется при поиске в индексах таблиц. Есть еще один алгоритм, основанный на делении искомого массива на части, аналогичный предыдущему. Я упомяну о нем скорее из-за некоторой его экзотичности.2. Поиск по "дереву Фибоначчи". Рассмотрим его исключительно из академического интереса. Для тех, кто пожелает разобраться в методе более детально, список литературы в конце статьи. Трудноватый для восприятия метод, но эффективность его немного выше, чем у поиска по Бинарному дереву, хотя так же пропорциональна Log(2)N. В дереве Фибоначчи числа в дочерних узлах, отличаются от числа в родительском узле на одну и ту же величину, а именно на число Фибоначчи. Суть метода в том, что сравнивая наше искомое значение с очередным значением в массиве , мы не делим пополам новую зону поиска , как в бинарном поиске, а отступаем от предыдущего значения, с которым сравнивали, в нужную сторону на число Фибоначчи. Почему этот способ считается более эффективным, чем предыдущий?Ответ достаточно неожиданный и боюсь , что нам с Вами оценить его должным образом вряд ли удастся. Дело в том, что метод Фибоначчи включает в себя только такие арифметические операции, как сложение и вычитание, нет необходимости в делении на 2, тем самым экономится процессорное время! Хочется напомнить, что речь идет о том времени, когда был изобретен метод, а именно - о 60-х годах. В то время процессорное время можно было экономить на подобных подходах. 3. Метод экстраполяций. Переходя к следующему методу, давайте представим, что Вам срочно понадобилось узнать, как переводится на русский язык английское слово treasure. То есть перед нами задача - найти это слово в словаре. По сути все наши дальнейшие действия будут ничем иным, как реализацией некоторого алгоритма поиска. Массив значений - это словарь, все значения в нем отсортированы по алфавиту. Искомое слово нам известно. Значит сейчас мы будем искать в отсортированном массиве. Если честно, то я с трудом представляю себе, что Вы станете делить все страницы книги пополам, смотреть что там в середине и отлистывать в одну или другую сторону ровно ¼ страниц словаря и так далее... То есть метод дихотомии Вы проигнорируете. И уж совсем неожиданно предположить, что Вы воспользуетесь деревом Фибоначчи. Вы просто возьмете и ... и найдете нужное слово, не правда ли?А теперь остановимся и еще раз повторим поиск , при этом очень внимательно проанализируем наши действия. Итак, искомое слово начинается на букву T , открываем словарь немного дальше, чем на середине. Нам попалась буква R, ясно , что искать надо во второй части словаря, а на сколько отступить? На половину? "Ну зачем же на половину, это больше, чем надо", скажете Вы и будете правы. Ведь нам не просто известно, в какой части массива искомое значение, мы владеем еще и информацией о том, насколько далеко надо шагнуть! Вот мы и подошли к сути рассматриваемого метода. В отличии от первых двух , он не просто определяет зону нового поиска, но и оценивает величину нового шага. Алгоритм носит название экстраполяционного метода и имеет скорость сходимости большую, чем первые два метода. Примечание: Если при поиске по бинарному дереву за каждый шаг массив поиска уменьшался с N значений до N/2 , то при этом методе за каждый шаг зона поиска уменьшается с N значений до корня квадратного из N. Если К лежит между Kn и Km , то следующий шаг делаем от n на величину (n - m)*(K - Kn)/(Km - Kn)Скорость экстраполяционнго метода начинает существенно превышать скорость метода половинного деления при больших значениях N. Итак, мы рассмотрели конкретные алгоритмы поиска в отсортированном массиве. Таким образом можно подвести итоги:
 Итак, имеем массив размерностью N и проводим М раз в нем поиск.
Количество операций, которые выполнит алгоритм прямого перебора,
пропорционально M*N. Метод дихотомии совершит 2М*Log(2)N операции , да еще и
время на сортировкку надо прибавить - N*Log(2)N
Итак, имеем два выражения : T1 = M*N; T2 = 2М*Log(2)N + N*Log(2)NПри Т1 = Т2 мы находимся на границе, на которой одинаково оптимальны оба алгоритма. Из этого равенства можно получить области в системе координат "Количество обращений - Размерность массива", определяющие оптимальность одного алгоритма относительно другого (см. рисунок). Способы коррекции алгоритмов поиска. Основным критерием выбора оптимального метода был размер массива, в котором мы ищем. А более конкретные условия задачи могут существенно повысить скорость уже выбранного метода. До сих пор мы считали, что каждое значение массива с одинаковой вероятностью может оказаться искомым.Но это утверждение не для всех задач верно. Предположим, что у нас есть конверты с адресами учеников. Конвертов немного и сортировать мы их не стали. Ученики эти принимали участие в различных конкурсах и заняли там призовые места. Причем один человек мог отличиться не в одном , а во многих конкурсах. Перед нами задача: по спискам каждого конкурса найти отличившихся и вложить в его конверт соответствующее уведомление. Естественно, что уведомлений будет столько , сколько состязаний ученик выиграл. Через некоторое время, вкладывая очередное n-ое уведомление в конверт очередного юного гения и в глубине души догадываясь, что это не последний выигранный им конкурс, Вам вдруг захочется, чтобы его конверт лежал где-то в начале пачки.... И совершенно не важно, каким методом поиска Вы пользуетесь, Важно другое - исходя из условий конкретной задачи этот метод нуждается в коррекции. Вот тут нам поможет довольно простая схема динамического метода коррекции поиска или метод "Самоорганизующегося" списка. Идея метода проста - когда мы находим нужный конверт, мы кладем его в начало пачки. То есть перемещаем значение в начало массива, помните перестраиваемый массив при динамическом поиске? В итоге, часто используемые элементы будут расположены довольно близко к началу массива. Таким образом, количество сравнений до удачного поиска будет минимизироваться "само-собой". И через несколько иттераций в начале пачки автоматически окажутся конверты будущих ломоносовых. Математически это можно объяснить так: предположим , что значение Ki будет разыскиваться с вероятностью Pi, причем P1 + P2 + ... Pn = 1Время удачного поиска пропорционально С , среднее значение которого : С = P1 + 2*P2 + .... N*Pn .Минимального значения С достигнет при : P1 > P2 > ... > PnТо есть тогда, когда наиболее часто используемые записи находятся в НАЧАЛЕ таблицы. Данный способ, естественно, стоит применять в случае наибольшей вероятности именно удачного поиска. Не будем загромождать статью математическими выкладками, ибо тема несколько иная, но в результате оказывается, что оптимальное ( с точки зрения частоты обращений) расположение значений экономит около трети поискового времени! Возможно этот метод кому-то покажется экзотическим ( опять же, вероятности какие-то, это вам не Ctrl-C & Ctrl-V , ужас просто) , но, в зависимости от условия задачи, метод может быть очень эффективным. Менее экзотический, но тоже сильно зависящий от конкретных условий задачи, динамический метод "очищаемого" списка. Это не самостоятельный метод поиска, а именно коррекция одного из методов описанных выше. Когда при удачном поиске значения, запись ему соответствующая, удаляется из массива, уменьшая такми образом его размерность. И еще один момент. До сих пор мы считали, что в рассматриваемых задачах вероятность удачного поиска достаточно велика. Представим себе, что поиск поисходит в неком массиве, про который мы точно знаем, что искомые значения скорее всего там не содержатся! Чем же нам это помогает? А вот чем: мы можем минимизировать количество сравнений, заранее отсекая неудачный поиск, то есть значения ,которых нет в массиве. Предположим, что у нас есть большой массив отсортированных значений. Достаточно перед началом поиска очередного значения проверить, а попадает ли оно в принципе в массив? Это совершенно просто : если (Ki < K1) или (Ki > Kn), то , собственно говоря, чего суетиться-то? Но применять этот способ коррекции алгоритма можно только в том случае, если вероятность неудачного поиска достаточно велика. Потому как при большой размерности массива еще и прибавлять сравнение на каждом шаге можно только в том случае, если очередное сравнение СКОРЕЕ ВСЕГО заменит нам очередной виток поиска. Оценим, какова должна быть вероятность неудачного поиска, то есть отсутствие искомого значения в массиве, чтобы было выгодно применять эту модификацию алгоритма. (Приведенная ниже оценка вероятности представлена Николаевым А.) Пусть Р - вероятность того, что искомое значение отсутствует между минимальным и максимальным значением массива. Тогда мы, отсекая сверхэкстремальные значения, в среднем не производим Р*(С - 2) операций, где С - среднее число операций при проведении немодифицированного поиска. В то же время мы вынуждены впустую совершить 2*(1 - Р) операций для сравнения значения с минимальным и максимальным в массиве. Так как мы должны быть в выигрыше, то Р*(С - 2) > 2*(1 - Р) , следовательно PC -2P + 2P - 2 > 0 РС > 2 , ну и наконец : P > 2/CТаким образом, при P > 2/C мы будем в выигрыше. Например, для поиска по бинарному дереву в случае массива с 32 элементами достаточно один раз из четырех задавать сверхэкстремальное значение для поиска, чтобы модифицированный алгоритм работал быстрее. Вот, пожалуй, и все. Историческая справка:
Для тех, кто интересуется математической основой упомянутых методов:
|
Автор проекта: USU Software
Вы можете выкупить этот проект.