算法基础

\(\text{Update: 2024 - 07 - 22}\)

复杂度

定义

衡量一个算法的快慢，一定要考虑数据规模的大小。

一般来说，数据规模越大，算法的用时就越长。

而在算法竞赛中，我们衡量一个算法的效率时，最重要的不是看它在某个数据规模下的用时，而是看它的用时随数据规模而增长的趋势，即时间复杂度。

符号定义

相等是 \(\Theta\)，小于是 \(O\)，大于是 \(\Omega\)。

大 \(\Theta\) 符号

对于函数 \(f(n)\) 和 \(g(n)\)，\(f(n)=\Theta(g(n))\)，当且仅当 \(\exists c_1,c_2,n_0>0\)，使得 \(\forall n \ge n_0, 0\le c_1\cdot g(n)\le f(n) \le c_2\cdot g(n)\)。

大 \(O\) 符号

\(\Theta\) 符号同时给了我们一个函数的上下界，如果只知道一个函数的渐进上界而不知道其渐进下界，可以使用 \(O\) 符号。\(f(n) = O(g(n))\)，当且仅当 \(\exists c,n_0\)，使得 \(\forall n \ge n_0,0\le f(n)\le c\cdot g(n)\)。

研究时间复杂度时通常会使用 \(O\) 符号，因为我们关注的通常是程序用时的上界，而不关心其用时的下界。

大 \(\Omega\) 符号

同样的，我们使用 \(\Omega\) 符号来描述一个函数的渐进下界。\(f(n) = \Omega(g(n))\)，当且仅当 \(\exists c, n_0\)，使得 \(\forall n \ge n_0, 0 \le c \cdot g(n) \le f(n)\)。

主定理

建议背下来，不是很好理解。

那么

需要注意的是，这里的第二种情况还需要满足 \(\text{regularity condition}\), 即 \(a f(n/b) \leq c f(n)\)，\(\text{for some constant}\) \(c < 1\) \(\text{and sufficiently large}\) \(n\)。

几个例子：

1. \(T(n) = 2T(\frac{n}{2}) + 1\)，那么 \(a = 2, b = 2, {\log_2 2} = 1\)，那么 \(\epsilon\) 可以取值在 \((0, 1]\) 之间，从而满足第一种情况，所以 \(T(n) = \Theta(n)\)。

2. \(T(n) = T(\frac{n}{2}) + n\)，那么 \(a = 1, b = 2, {\log_2 1} = 0\)，那么 \(\epsilon\) 可以取值在 \((0, 1]\) 之间，从而满足第二种情况，所以 \(T(n) = \Theta(n)\)。

3. \(T(n) = T(\frac{n}{2}) + {\log n}\)，那么 \(a = 1, b = 2, {\log_2 1} = 0\)，那么 \(k\) 可以取值为 \(1\)，从而满足第三种情况，所以 \(T(n) = \Theta(\log^2 n)\)。

4. \(T(n) = T(\frac{n}{2}) + 1\)，那么 \(a = 1, b = 2, {\log_2 1} = 0\)，那么 \(k\) 可以取值为 \(0\)，从而满足第三种情况，所以 \(T(n) = \Theta(\log n)\)。

空间复杂度

类似地，算法所使用的空间随输入规模变化的趋势可以用空间复杂度来衡量。

枚举

实际上一些题的正解就是枚举，但需要很多优化。

要点：

1. 建立简洁的数学模型。

2. 减少不必要的枚举空间。

3. 选择合适的枚举顺序。

模拟

模拟即为将题目描述中的操作用代码实现，码量一般比较大，写错比较难调，相当浪费时间。

写模拟题时有以下注意的点：

• 在写代码之前，尽量在演草纸上自习分析题目的实现过程。

• 在代码中尽量把每个部分抽离出来写成函数，模块化。

• 将题目中的信息转化，不要残留多种表达。

• 如果一次没过大样例，分块调试。

• 实现代码时按照演草纸上的思路一步步实现。

递归

定义

我们可以用以下代码理解递归：

long long f(传入数值) {
    if(终止条件) return 最小子问题解;
    return f(缩小问题规模);
}

递归的优点

• 结构清晰、可读性强，可以参考归并排序的两种实现方式。
• 练习分析为题的结构，当发现问题可以分解成相同结构的小问题时，递归写多了就能敏锐发现这个特点，进而高效解决问题。

递归的缺点

在程序执行中，递归是利用堆栈来实现的。每当进入一个函数调用，栈就会增加一层栈帧，每次函数返回，栈就会减少一层栈帧。而栈不是无限大的，当递归层数过多时，就会造成栈溢出 的后果。

显然有时候递归处理是高效的，比如归并排序；有时候是低效的，比如数孙悟空身上的毛，因为堆栈会消耗额外空间，而简单的递推不会消耗空间。比如这个例子，给一个链表头，计算它的长度：

// 典型的递推遍历框架
int size(Node *head) {
  int size = 0;
  for (Node *p = head; p != nullptr; p = p->next) size++;
  return size;
}

// 我就是要写递归，递归天下第一
int size_recursion(Node *head) {
  if (head == nullptr) return 0;
  return size_recursion(head->next) + 1;
}

递归优化见后文搜索优化和记忆化搜索。

要点

明白一个函数的作用并相信它能完成这个任务，千万不要跳进这个函数里面企图探究更多细节，否则就会陷入无穷的细节无法自拔，人脑能压几个栈啊。

递归与枚举的区别

枚举是横向地把问题划分，然后依次求解子问题；而递归是把问题逐级分解，是纵向的拆分。

递归与分治的区别

递归是一种编程技巧，一种解决问题的思维方式；分治算法很大程度上是基于递归的，解决更具体问题的算法思想。

分治

定义

就是把一个复杂的问题分成两个或更多的相同或相似的子问题，直到最后子问题可以简单的直接求解，原问题的解即子问题的解的合并。

过程

分治算法的核心思想就是「分而治之」。

大概的流程可以分为三步：分解 \(\to\) 解决 \(\to\) 合并。

1. 分解原问题为结构相同的子问题。

2. 分解到某个容易求解的边界之后，进行递归求解。

3. 将子问题的解合并成原问题的解。

分治法能解决的问题一般有如下特征：

• 该问题的规模缩小到一定的程度就可以容易地解决。

• 该问题可以分解为若干个规模较小的相同问题，即该问题具有最优子结构性质，利用该问题分解出的子问题的解可以合并为该问题的解。

• 该问题所分解出的各个子问题是相互独立的，即子问题之间不包含公共的子问题。

注意：如果各子问题是不独立的，则分治法要重复地解公共的子问题，也就做了许多不必要的工作。此时虽然也可用分治法，但一般用动态规划较好。

贪心

适用范围

贪心算法在有最优子结构的问题中尤为有效。

最优子结构的意思是问题能够分解成子问题来解决，子问题的最优解能递推到最终问题的最优解。

证明

贪心算法有两种证明方法：反证法和归纳法。

一般情况下，一道题只会用到其中的一种方法来证明。

1. 反证法：如果交换方案中任意两个元素/相邻的两个元素后，答案不会变得更好，那么可以推定目前的解已经是最优解了。

2. 归纳法：先算得出边界情况（例如 \(n = 1\)）的最优解 \(F_1\)，然后再证明：对于每个 \(n\)，\(F_{n + 1}\) 都可以由 \(F_{n}\) 推导出结果。

常见题型

在提高组难度以下的题目中，最常见的贪心有两种。

• 「我们将 \(XXX\) 按照某某顺序排序，然后按某种顺序（例如从小到大）选择。」。

• 「我们每次都取 \(XXX\) 中最大/小的东西，并更新 \(XXX\)。」（有时「\(XXX\) 中最大/小的东西」可以优化，比如用优先队列维护）

二者的区别在于一种是离线的，先处理后选择；一种是在线的，边处理边选择。

排序解法

用排序法常见的情况是输入一个包含几个（一般一到两个）权值的数组，通过排序然后遍历模拟计算的方法求出最优值。

后悔解法

思路是无论当前的选项是否最优都接受，然后进行比较，如果选择之后不是最优了，则反悔，舍弃掉这个选项；否则，正式接受。如此往复。

排序

几种排序算法的比较

一张表格速通

\(^1\)：其中 \(w\) 为排序元素的值域。

\(^2\)：其中 \(k\) 为排序元素的最大位数，\(w_i\) 为第 \(i\) 个关键字的值域。

\(^3\)：其中 \(k\) 表示将 \(n\) 个元素放进 \(m\) 个桶中，每个桶的数据为 \(k = \frac{n}{m}\)。

\(^4\)：其中 \(m\) 表示将 \(n\) 个元素放进的 \(m\) 个桶。

前缀和

定义

前缀和可以简单理解为「数列的前 \(\text{i}\) 项的和」，是一种重要的预处理方式，能大大降低查询的时间复杂度。

一维前缀和

预处理递推式为：

查询 \([l, r]\) 的数值：

二维前缀和

预处理递推式为：

查询 \((i, j) \sim (k, w)\) 的数值：

树上前缀和

设 \(s_i\) 表示结点 \(i\) 到根节点的权值总和。

若是点权，\(x, y\) 路径上的和为 \(s_x + s_y - s_{lca} - s_{fa_{lca}}\)

若是边权，\(x, y\) 路径上的和为 \(s_x + s_y - 2 \times s_{lca}\)

差分

定义

差分是一种和前缀和相对的策略，可以当作是求和的逆运算。

这种策略的定义是令 \(b_i = \begin{cases} a_i - a_{i - 1} \, &i \in[2, n] \\ a_1 \, &i = 1 \end{cases}\)

性质

• \(a_i\) 的值是 \(b_i\) 的前缀和，即 \(a_n = \sum\limits_{i = 1}^n b_i\)。

• 计算 \(a_i\) 的前缀和 \(sum = \sum\limits_{i = 1}^n a_i = \sum\limits_{i = 1}^n \sum\limits_{j = 1}^{i} b_j = \sum\limits_{i = 1}^n (n - i + 1) b_i\)。

它可以维护多次对序列的一个区间加上一个数，并在最后询问某一位的数或是多次询问某一位的数。注意修改操作一定要在查询操作之前。

树上差分

树上差分可以理解为对树上的某一段路径进行差分操作，这里的路径可以类比一维数组的区间进行理解。例如在对树上的一些路径进行频繁操作，并且询问某条边或者某个点在经过操作后的值的时候，就可以运用树上差分思想了。

树上差分通常会结合树基础和最近公共祖先来进行考察。树上差分又分为点差分与边差分，在实现上会稍有不同。

点差分

举例：对树上的一些路径 \(\delta(s_1, t_1), \delta(s_2, t_2), \delta(s_3, t_3)\dots\) 进行访问，问一条路径 \(\delta(s, t)\) 上的点被访问的次数。

对于一次 \(\delta(s, t)\) 的访问，需要找到 \(s\) 与 \(t\) 的公共祖先，然后对这条路径上的点进行访问（点的权值加一），若采用 \(\text{DFS}\) 算法对每个点进行访问，由于有太多的路径需要访问，时间上承受不了。这里进行差分操作：

其中 \(f(x)\) 表示 \(x\) 的父亲节点，\(d_i\) 为点权 \(a_i\) 的差分数组。

可以认为公式中的前两条是对蓝色方框内的路径进行操作，后两条是对红色方框内的路径进行操作。不妨令 \(\textit{lca}\) 左侧的直系子节点为 \(\textit{left}\)。那么有 \(d_{\textit{lca}} - 1 = a_{\textit{lca}} - (a_{\textit{left}} + 1)\)，\(d_{f(\textit{lca})} - 1 = a_{f(\textit{lca})} - (a_{\textit{lca}} + 1)\)。可以发现实际上点差分的操作和上文一维数组的差分操作是类似的。

边差分

若是对路径中的边进行访问，就需要采用边差分策略了，使用以下公式：

由于在边上直接进行差分比较困难，所以将本来应当累加到红色边上的值向下移动到附近的点里，那么操作起来也就方便了。对于公式，有了点差分的理解基础后也不难推导，同样是对两段区间进行差分。