Análise de Algoritmos
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- Letícia Sintra Marroquim
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1 Análise de Algoritmos Estes slides são adaptações de slides do Prof. Paulo Feofiloff e do Prof. José Coelho de Pina. Algoritmos p. 1
2 Cortes em grafos G: grafo (não orientado) sem laços, possivelmente com arestas paralelas. Algoritmos p. 2
3 Cortes em grafos G: grafo (não orientado) sem laços, possivelmente com arestas paralelas. Conjunto de arestas C é um corte se existe um conjunto S V G não vazio tal que C = {e E G e tem uma ponta em S e outra fora de S.} Ou seja, C = δ G (S) = δ G (V G \ S). Algoritmos p. 2
4 Corte mínimo G: grafo sem laços, possivelmente com arestas paralelas. C E G é um corte se existe S V G não vazio tal que C = {e E G e tem uma ponta em S e outra fora de S.} Algoritmos p. 3
5 Corte mínimo G: grafo sem laços, possivelmente com arestas paralelas. C E G é um corte se existe S V G não vazio tal que C = {e E G e tem uma ponta em S e outra fora de S.} Problema: Dado G, encontrar um corte C com C mínimo. corte mínimo Algoritmos p. 3
6 Corte mínimo G: grafo sem laços, possivelmente com arestas paralelas. C E G é um corte se existe S V G não vazio tal que C = {e E G e tem uma ponta em S e outra fora de S.} Problema: Dado G, encontrar um corte C com C mínimo. corte mínimo Esta aula: algoritmo aleatorizado que devolve Esta aula: um corte mínimo com alta probabilidade. Algoritmos p. 3
7 Contração de arestas Dado um grafo G e uma aresta e = uv, a contração G e é o grafo (V,E ) onde... e Algoritmos p. 4
8 Contração de arestas Dado um grafo G e uma aresta e = uv, a contração G e é o grafo (V,E ) onde... e V = V \ {u,v} {w} e E = E G \ {f pontas(f) = {u,v}} e cada aresta f em E tem as mesmas pontas que f em E G exceto por u e v, que são substituídos por w. w Algoritmos p. 4
9 Contração de arestas Dado um grafo G e uma aresta e = uv, a contração G e é o grafo (V,E ) onde... e V = V \ {u,v} {w} e E = E G \ {f pontas(f) = {u,v}} e cada aresta f em E tem as mesmas pontas que f em E G exceto por u e v, que são substituídos por w. w Proposição: Se C é corte de G e, então C é corte de G. Algoritmos p. 4
10 Algoritmo de Karger Problema: Dado G, encontrar um corte C com C mínimo. Algoritmos p. 5
11 Algoritmo de Karger Problema: Dado G, encontrar um corte C com C mínimo. Karger (G) 1 enquanto V G > 2 faça 2 e RANDOM_EDGE(E G ) 3 G G e 4 devolva E G Algoritmos p. 5
12 Algoritmo de Karger Problema: Dado G, encontrar um corte C com C mínimo. Karger (G) 1 enquanto V G > 2 faça 2 e RANDOM_EDGE(E G ) 3 G G e 4 devolva E G Pela proposição, o algoritmo devolve de fato um corte de G. Algoritmos p. 5
13 Algoritmo de Karger Problema: Dado G, encontrar um corte C com C mínimo. Karger (G) 1 enquanto V G > 2 faça 2 e RANDOM_EDGE(E G ) 3 G G e 4 devolva E G Pela proposição, o algoritmo devolve de fato um corte de G. Claramente ele consume tempo polinomial. (O número de iteração é V G 2.) Algoritmos p. 5
14 Análise do algoritmo Seja C K o corte devolvido por Karger (G). Vamos mostrar que Pr{C K não é um corte mínimo} < q(n) < 1, onde n = V G. Algoritmos p. 6
15 Análise do algoritmo Seja C K o corte devolvido por Karger (G). Vamos mostrar que onde n = V G. Pr{C K não é um corte mínimo} < q(n) < 1, Executa-se o algoritmo r vezes e devolve-se o menor corte produzido. A chance do corte devolvido não ser mínimo será < q(n) r. Algoritmos p. 6
16 Análise do algoritmo Seja C um corte mínimo de G. Algoritmos p. 7
17 Análise do algoritmo Seja C um corte mínimo de G. O corte C não é a resposta do algoritmo sse alguma aresta de C foi contraída. Algoritmos p. 7
18 Análise do algoritmo Seja C um corte mínimo de G. O corte C não é a resposta do algoritmo sse alguma aresta de C foi contraída. Seja E i o evento: uma aresta de C não é sorteada na iteração i. Algoritmos p. 7
19 Análise do algoritmo Seja C um corte mínimo de G. O corte C não é a resposta do algoritmo sse alguma aresta de C foi contraída. Seja E i o evento: uma aresta de C não é sorteada na iteração i. Vamos delimitar inferiormente Pr{E 1 E 2 E n 2 }. Algoritmos p. 7
20 Análise do algoritmo Seja C um corte mínimo de G. O corte C não é a resposta do algoritmo sse alguma aresta de C foi contraída. Seja E i o evento: uma aresta de C não é sorteada na iteração i. Vamos delimitar inferiormente Pr{E 1 E 2 E n 2 }. Tal probabilidade é igual a Pr{E 1 } Pr{E 2 E 1 } Pr{E n 2 E 1 E 2 E n 3 }. Algoritmos p. 7
21 Análise do algoritmo Seja C um corte mínimo de G. O corte C não é a resposta do algoritmo sse alguma aresta de C foi contraída. Seja E i o evento: uma aresta de C não é sorteada na iteração i. Vamos delimitar inferiormente Pr{E 1 E 2 E n 2 }. Tal probabilidade é igual a Pr{E 1 } Pr{E 2 E 1 } Pr{E n 2 E 1 E 2 E n 3 }. Para começar, como delimitar Pr{E 1 }? Algoritmos p. 7
22 Análise do algoritmo C: um corte mínimo de G e k = C. E i : uma aresta de C não é sorteada na iteração i. Como delimitar Pr{E 1 }? Algoritmos p. 8
23 Análise do algoritmo C: um corte mínimo de G e k = C. E i : uma aresta de C não é sorteada na iteração i. Como delimitar Pr{E 1 }? Como C é mínimo, δ G (v) k para todo vértice v. Logo E G kn/2. Algoritmos p. 8
24 Análise do algoritmo C: um corte mínimo de G e k = C. E i : uma aresta de C não é sorteada na iteração i. Como delimitar Pr{E 1 }? Como C é mínimo, δ G (v) k para todo vértice v. Logo E G kn/2. Portanto Pr{Ē1} k kn 2 = 2 n. Algoritmos p. 8
25 Análise do algoritmo C: um corte mínimo de G e k = C. E i : uma aresta de C não é sorteada na iteração i. Como delimitar Pr{E 1 }? Como C é mínimo, δ G (v) k para todo vértice v. Logo E G kn/2. Portanto Pr{Ē1} k kn 2 = 2 n. Ou seja, Pr{E 1 } 1 2 n. Algoritmos p. 8
26 Análise do algoritmo C: um corte mínimo de G e k = C. E i : uma aresta de C não é sorteada na iteração i. Como delimitar Pr{E 1 }? Como C é mínimo, δ G (v) k para todo vértice v. Logo E G kn/2. Portanto Pr{Ē1} k kn 2 = 2 n. Ou seja, Pr{E 1 } 1 2 n. Como delimitar Pr{E i+1 E 1 E 2 E i }? Algoritmos p. 8
27 Análise do algoritmo C: um corte mínimo de G e k = C. E i : uma aresta de C não é sorteada na iteração i. Vimos que Pr{E 1 } 1 n 2. Como delimitar Pr{E i+1 E 1 E 2 E i }? Algoritmos p. 9
28 Análise do algoritmo C: um corte mínimo de G e k = C. E i : uma aresta de C não é sorteada na iteração i. Vimos que Pr{E 1 } 1 n 2. Como delimitar Pr{E i+1 E 1 E 2 E i }? No começo da iteração i + 1, temos que E G k(n i)/2. Algoritmos p. 9
29 Análise do algoritmo C: um corte mínimo de G e k = C. E i : uma aresta de C não é sorteada na iteração i. Vimos que Pr{E 1 } 1 n 2. Como delimitar Pr{E i+1 E 1 E 2 E i }? No começo da iteração i + 1, temos que E G k(n i)/2. Logo Pr{ E i+1 E 1 E 2 E i } k k(n i) 2 = 2 n i. Algoritmos p. 9
30 Análise do algoritmo C: um corte mínimo de G e k = C. E i : uma aresta de C não é sorteada na iteração i. Vimos que Pr{E 1 } 1 n 2. Como delimitar Pr{E i+1 E 1 E 2 E i }? No começo da iteração i + 1, temos que E G k(n i)/2. Logo Pr{ E i+1 E 1 E 2 E i } k k(n i) 2 = 2 n i. Ou seja, Pr{E i+1 E 1 E 2 E i } 1 2 n i. Algoritmos p. 9
31 Análise do algoritmo Seja C K o corte devolvido por Karger (G). C: um corte mínimo de G. Queremos delimitar inferiormente Pr{C K = C}. Algoritmos p. 10
32 Análise do algoritmo Seja C K o corte devolvido por Karger (G). C: um corte mínimo de G. Queremos delimitar inferiormente Pr{C K = C}. Ou seja, delimitar Pr{E 1 E 2 E n 2 }. Já sabemos que Pr{E i+1 E 1 E 2 E i } 1 2 n i. Algoritmos p. 10
33 Análise do algoritmo Seja C K o corte devolvido por Karger (G). C: um corte mínimo de G. Queremos delimitar inferiormente Pr{C K = C}. Ou seja, delimitar Pr{E 1 E 2 E n 2 }. Já sabemos que Pr{E i+1 E 1 E 2 E i } 1 n i 2. Então Pr{C K = C} n 3 i=0 ( 1 2 n ( 2 ) 1 n i )( 2 )( n 1 n 2 ) ( )( 2) 1 3 Algoritmos p. 10
34 Análise do algoritmo Seja C K o corte devolvido por Karger (G). C: um corte mínimo de G. Queremos delimitar inferiormente Pr{C K = C}. Ou seja, delimitar Pr{E 1 E 2 E n 2 }. Já sabemos que Pr{E i+1 E 1 E 2 E i } 1 n i 2. Então Pr{C K = C} n 3 i=0 = ( 1 2 n ( 2 ) 1. n i )( 2 )( n 1 n 2 ) ( )( 2) 1 3 Algoritmos p. 10
35 Análise do algoritmo Seja C K o corte devolvido por Karger (G). C: um corte mínimo de G. Queremos delimitar inferiormente Pr{C K = C}. Ou seja, delimitar Pr{E 1 E 2 E n 2 }. Já sabemos que Pr{E i+1 E 1 E 2 E i } 1 n i 2. Então Pr{C K = C} n 3 i=0 = ( 1 2 n = n 2 n ( 2 ) 1. n i )( 2 )( n 1 n 2 n 3 n 1 n 4 n ) ( )( 2) 1 3 Algoritmos p. 10
36 Análise do algoritmo Seja C K o corte devolvido por Karger (G). C: um corte mínimo de G. Queremos delimitar inferiormente Pr{C K = C}. Ou seja, delimitar Pr{E 1 E 2 E n 2 }. Já sabemos que Pr{E i+1 E 1 E 2 E i } 1 n i 2. Então Pr{C K = C} n 3 i=0 = ( 1 2 n = n 2 n ( 2 ) 1. n i )( 2 )( n 1 n 2 ) ( n 3 n 1 n 4 n = 2 n(n 1). )( 2) 1 3 Algoritmos p. 10
37 Conclusão Logo Pr{C K C} 1 2 n(n 1) = q(n) Algoritmos p. 11
38 Conclusão Logo Pr{C K C} 1 2 n(n 1) = q(n) e Pr{C K não é um corte mínimo} q(n). Algoritmos p. 11
39 Conclusão Logo Pr{C K C} 1 2 n(n 1) = q(n) e Pr{C K não é um corte mínimo} q(n). Se executarmos o algoritmo r = c n(n 1) 2 ln n vezes, então Algoritmos p. 11
40 Conclusão Logo Pr{C K C} 1 2 n(n 1) = q(n) e Pr{C K não é um corte mínimo} q(n). Se executarmos o algoritmo r = c n(n 1) 2 ln n vezes, então Pr{C K não é um corte mínimo} q(n)r = ( 2 1 n(n 1) = ( 1) cln n 1 = e n c. ) c n(n 1) 2 ln n Algoritmos p. 11
41 Conclusão Logo Pr{C K C} 1 2 n(n 1) = q(n) e Pr{C K não é um corte mínimo} q(n). Se executarmos o algoritmo r = c n(n 1) 2 ln n vezes, então Pr{C K não é um corte mínimo} q(n)r = ( 2 1 n(n 1) = ( 1) cln n 1 = e n c. ) c n(n 1) 2 ln n Erra com probabilidade exponencialmente pequena em n. Algoritmos p. 11
42 Conclusão Logo Pr{C K C} 1 2 n(n 1) = q(n) e Pr{C K não é um corte mínimo} q(n). Se executarmos o algoritmo r = c n(n 1) 2 ln n vezes, então Pr{C K não é um corte mínimo} q(n)r = ( 2 1 n(n 1) = ( 1) cln n 1 = e n c. ) c n(n 1) 2 ln n Erra com probabilidade exponencialmente pequena em n. Como r é polinomial em n, o algoritmo é polinomial. Algoritmos p. 11
43 Uma pergunta... Quantos st-cortes mínimos diferentes podem existir em G? s.. t Algoritmos p. 12
44 Uma pergunta... Quantos st-cortes mínimos diferentes podem existir em G? s.. t Um número exponencial em n... Algoritmos p. 12
45 Uma pergunta... Quantos st-cortes mínimos diferentes podem existir em G? s.. t Um número exponencial em n... Quantos cortes mínimos diferentes podem existir? Algoritmos p. 12
46 Uma pergunta... Quantos st-cortes mínimos diferentes podem existir em G? s.. t Um número exponencial em n... Quantos cortes mínimos diferentes podem existir? Como Pr{C K = C} 2 n(n 1) = 1/( n 2 ), há no máximo ( n 2 ) cortes mínimos em G. Algoritmos p. 12
47 Uma pergunta... Quantos st-cortes mínimos diferentes podem existir em G? s.. t Um número exponencial em n... Quantos cortes mínimos diferentes podem existir? Como Pr{C K = C} 2 n(n 1) = 1/( n 2 há no máximo ( n ) cortes mínimos em G. 2 Se G for por exemplo um circuito com n vértices... ), Algoritmos p. 12
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