Презентация Поиск. Задача поиска. (Лекция 7) онлайн

Содержание слайда: Лекция 7 Поиск

Содержание слайда: Задача поиска Объекты в общем случае будем рассматривать как записи произвольной природы, однако имеющие в своей структуре один и тот же ключ — поле, содержащее значение, которое сравнивается в процессе поиска с искомым ключом. В более общем случае ключ можно рассматривать как числовую функцию, которая строит значение ключа на основании сколь угодно сложного анализа всех данных, представленных в записи. Далее при рассмотрении методов поиска и сортировки мы для простоты будем отождествлять записи с их ключами. Следующие описания структур данных будут использоваться в дальнейших алгоритмах:

Содержание слайда: Последовательный поиск Начинаем просмотр с первого элемента массива, продвигаясь дальше до тех пор, пока не будет найден нужный элемент или пока не будут просмотрены все элементы массива. int seek_linear(key x, key a[], int N) { int i=0; while ((i<N) && (a[i] != x)) i++; if (i<N) return i; /* элемент найден */ еlse return -1; /* элемент не найден */ }

Содержание слайда: Бинарный поиск в массиве Условие применения: массив должен быть отсортированным. Идея: массив на каждом шаге делится пополам и выбирается та его часть, в которой должен находиться искомый элемент.

Содержание слайда: Бинарный поиск - программа int seek_binary(key x, key a[], int N) { int left = O; int right= N-l; int middle; do { middle=(left+right)/2; if (x == a[middle]) return middle; else if(a[middle]< x) left = middle + l; else right = middle - l; } while (left <= right); return -1; } Максимальное число сравнений равно log2N .

Содержание слайда: Прямой поиск подстроки Пусть заданы строка s из N элементов и строка q из М элементов, где 0 < М  N. Требуется определить, содержит ли строка s подстроку q, и в случае положительного результата выдать позицию k, с которой начинается вхождение q в s. q[0] = s[k], q[1] = s[k+1], ..., q[M − 1] = s[k + M − 1]. Будем называть строку q шаблоном поиска. Задача прямого поиска заключается в поиске индекса k, указывающего на первое с начала строки s совпадение с шаблоном q.

Содержание слайда: Прямой поиск подстроки - алгоритм Вход: Строка s длины N и строка q длины M, где 0 < М  N. Шаг 1. Шаблон q «накладывается» на строку s начиная с первого символа строки. k = 0; // номер символа строки, соответствующий // первому символу шаблона Шаг 2. i = 0; Выполняется последовательное сравнение соответствующих символов, начиная от первого символа шаблона. Если до i-й позиции шаблона соответствующие символы строки совпали, a q[i] s[k + i], и i < M, то надо «сдвинуть» шаблон, т. е. «наложить» его на строку, начиная со следующего символа строки: k = k + 1; Шаг 3. Если k < N – М + 1, и i < M то перейти на Шаг 2. Выход: Если q[1 .. М] = s[k .. k+M – 1], то выдать k, иначе выдать сообщение, что подстрока не найдена. Данный алгоритм реализуется с помощью двух вложенных циклов и в худшем случае требуется произвести (N - М) М сравнений.

Содержание слайда: Прямой поиск подстроки - программа int seek_substring_A (char s[], char q[]) { int i, j, k, N, M; N = strlen(s); M = strlen(q); k = -1; do { k++; /* k - смещение шаблона по строке */ j = 0; /* j - смещение по шаблону; */ while ((j<M) && s[k+j]==q[j])) j++; if (j == M) return k; /* шаблон найден */ } while (k < N - M ); return -1; /* шаблон не найден */ }

Содержание слайда: Алгоритм Бойера—Мура поиска подстроки в строке Данный алгоритм ведет сравнение символов из строки и шаблона, начиная с q[М – 1] и с s[i + М – 1] элементов в обратном порядке. В нем используется дополнительная таблица сдвигов d. Для каждого символа x из алфавита (кроме последнего в шаблоне) d[x] есть расстояние от самого правого вхождения х в шаблоне до последнего символа шаблона. Для последнего символа в шаблоне d[x] равно расстоянию от предпоследнего вхождения х до последнего или М, если предпоследнего вхождения нет.

Содержание слайда: Пример построения таблицы сдвигов Для шаблона “аbсаbеаbсе” (М = 10) d['a'] = 3, d['b'] = 2, d['c'] = 1, d['e'] = 4 и для всех символов х алфавита, не входящих в шаблон, d[x] = 10.

Содержание слайда: Алгоритм Бойера-Мура - описание Будем последовательно сравнивать шаблон q с подстроками s[i – М + 1..i] (в начале i = М). Введем два рабочих индекса: j = М, М – 1, ... , 1 — пробегающий символы шаблона, k = i, ... ,i – M+1 — пробегающий подстроку. Оба индекса синхронно уменьшаются на каждом шаге. Если все символы q совпадают с подстрокой (т. е. j доходит до 0), то шаблон q считается найденным в s с позиции k (k = i – M+1). Если q[j]s[k] и k = i, т. е. расхождение случилось сразу же, в последних позициях, то q можно сдвинуть вправо так, чтобы последнее вхождение символа s[i] в q совместилось с s[i]. Если q[j]  s[k] и k < i. т. е. последние символы совпали, то q сдвинется так, чтобы предпоследнее вхождение s[i] в q совместилось с s[i]. В обоих случаях величина сдвига равна d[s[i]], по построению. В частности, если s[i] вообще не встречается в q, то смещение происходит сразу на полную длину шаблона М.

Содержание слайда: Реализация алгоритма Бойера-Мура на си int seek_substring_BM(unsigned char s[], unsigned char q[]) { int d[256]; int i, j, k, N, M; N = strlen(s); M = strlen(q); /* построение d */ for (i=0; i<256; i++) d[i]=M; /* изначально М во всех позициях */ for (i=0; i<M-1; i++) /* M – i - 1 - расстояние до конца d */ d[(unsigned char)q[i]]= M-i-1;/* кроме последнего символа*/ /* поиск */ i= M-l; do { j = M-l; /* сравнение строки и шаблона */ k = i; /* j – по шаблону, k – по строке */ while ((j >= 0) && (q[j] == s[k])) { k--; j--; } if (j < 0) return k+1; /* шаблон просмотрен полностью */ i+=d[(unsigned)s[i]];/*сдвиг на расстояние d[s[i]]вправо*/ } while (i < N); return -1; }

Содержание слайда: Пример работы алгоритма Бойера - Мура а friend in need is a friend indeed

Содержание слайда: Исследование сложности алгоритма Бойера-Мура Определение длин исходных строк выполняется в Си поиском заключительного нулевого символа и требует, таким образом, времени N + М. Для построения таблицы d необходимо занести значение М во все позиции таблицы и выполнить один проход по всем элементам шаблона q, т. е. таблица строится за время (256 + М). Считаем, что М намного меньше N. Как правило, данный алгоритм требует значительно меньше N сравнений. В благоприятных обстоятельствах, а именно если последний символ шаблона всегда попадает на несовпадающий символ текста, максимальное число сравнении символов есть N/M.