如何證明Manacher演算法的時間複雜度是O(n)?
就是求最長迴文子串的那個演算法
謝邀:
我希望:題主事先已經知道了Manacher這個演算法,以及該演算法的細節,以及能看得懂這個鏈接裡面的介紹hdu3068之manacher演算法+詳解,如果不能做到以上幾點,那麼我沒什麼好講的。然後我結合鏈接裡面的內容講一下時間複雜度。
如果我們能證明maxlen或i+k的每增加1隻需要有限個單位的時間,而當maxlen增加到2n+1時這個演算法也就結束了,或者當i+k=2N+1時這個演算法也就結束了。
大概如上圖所示,那個黑線的右邊已經到頂了。。。右邊紅線的長度一定會大於右邊藍線的長度,也就是沒有必要迭代了,不可能找到更長得迴文串了。。或者i+k到了n該演算法自然結束。。。T(N)&<2(N+1)+ 2(N+1) = O(N) 即可得證現在
我們現在證明maxlen或i+k的每增加1隻需要有限個單位的時間如下圖 如果是1這種情況,明顯我們每次執行while就能夠讓maxlen+1,執行完i+k會+1如果是2,那麼分成三種情況第一種.單位時間,讓i+k向右移動一下,(那個橙色不可能超過黑色線右端,一旦超過,黑色線就得重畫,而橙色線本身可以到達黑色線右端,所以直接就是結果,也就是即使寫了while也必定會在第一次循環)
第二種.單位時間讓i+k向右移動一下,(如果右邊的藍色線能擴展,那麼對稱過來的左邊的藍色線也能擴展了,而左邊的我們已經計算出來沒法擴展了,所有,右邊的藍色線就是界限,即使寫了while也必定在第一次循環退出) 第三種情況,每次執行以下while,那麼就會讓maxlen向右移動一下。。。while結束後i+k移動一下 所以綜合以上有所情況,每個單位運算要麼讓maxlen向右移動一下,要麼讓i+k向右移動一下。而i+k&<2N+1,且maxlen&<2N+1,所以,整個演算法的運行時間一定小於2N+1 + 2N+1 = O(N)當然這個證明可以用勢能法單純以maxlen為標準做勢能法。過程我就不講了。其實和上面分析類似。- 核心代碼
void manacher(char* s)
{
int c = 0, r = 0;
p[0] = 0;
for( int i = 1; s[i]!=" " ; ++i ) {
if( r &> i ) p[i] = min( p[ 2 * c - i ], r - i );
else p[i] = 0;
while( s[i + 1 + p[i]] == s[i - 1 - p[i]] ) p[i]++;
if( i + p[i] &> r ) {
r = i + p[i];
c = i;
}
}
}
- 演算法複雜度
從代碼可以看出。
manacher演算法只需要線性掃描一遍預處理後的字元串。對數組的處理 為關於的對稱點1. 在的情況下,p的值可以在時間內確定
2. 在的情況下,p的值需要的時間內確定,但是在情況2下,每次掃描都從開始,且自身的變化情況是單調遞增的,這樣可以保證,字元串中的每個字元最多被訪問2次,所以,該演算法的時間複雜度是線性- 只需要弄清楚兩點
- while()循環本身的時間複雜度在沒有前提條件的情況下確實是
- 但是這裡的(也就是上面答案中的),是不斷往後走而不可能往前退的,它自身的值的變化是遞增的。那麼你可以明白,要進入while循環,的值必然是比大的,也就是說整個程序結束為止,while循環執行的操作數為次(線性次),而字元串中的每個字元,最多能被訪問到2次。時間複雜度必然為
兩個指針必然有一個至少挪動一位,而且消耗時間和位移動成正比,而且不會向左移。
剛想了想,整理了下思路,不知道對不對。
比較次數的多少是和 (迴文最右邊位置)有關的,也就是說複雜度是和 從 位置移動到 的位置次數是線性相關的, 從 移動到 位置最多為 次,因此演算法的時間複雜度是 。
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下面嘗試下證明。
設比較第 個字元時比較次數為 ,此時 的位置記為 (上一次比較後 的位置)。比較完成後 的位置記為 。
總比較次數
所以Manacher演算法的複雜度是嚴格 的。
for(int i = 1; i &< n - 1; i++)
{
j = 2*id - i;
if(maxLen &> i)
p[i] = std::min(maxLen - i + 1, p[j]);
else
p[i] = 1;
while (i-p[i] &>=0 i + p[i] &< n mStr[i + p[i]] == mStr[i - p[i]])
p[i]++;
//計算id及maxLen
if (i + p[i] &> maxLen)
{
maxLen = i + p[i] - 1;
id = i;
}
}
@白榮東 我想,樓主想問的是為什麼下面這個循環的時間複雜度與n無關。
如果按照直覺,這個循環可能與n有關。while (i-p[i] &>=0 i + p[i] &< n mStr[i + p[i]] == mStr[i - p[i]])
p[i]++;
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