Complejidad amortizada

Análisis de algoritmos
Complejidad amortizada
Dra. Elisa Schaeffer
elisa.schaeffer@gmail.com
PISIS / FIME / UANL
Complejidad amortizada– p. 1
Complejidad amortizada
La idea en el análisis de complejidad amortizada es
definir una sucesión de n operaciones y estimar una cota
superior para su tiempo de ejecución.
Esta cota superior está dividido por el número de
operaciones n para obtener la complejidad amortizada
(inglés: amortized complexity) de una operación.
No es necesario que las operaciones de la sucesión sean
iguales ni del mismo tipo.
Complejidad amortizada– p. 2
Motivación
La motivación de complejidad amortizada es poder
“pronósticar” con mayor exactitud el tiempo de ejecución
del uso del algoritmo en el “mundo real”.
Si uno típicamente quiere realizar ciertos tipos de cosas,
¿cuánto tiempo toma?
Complejidad amortizada– p. 3
Formalmente
Sea D0 el estado inicial de una estructura de datos.
En cada momento, se aplica una operación O.
Después de i operaciones: Di .
Sucesión de operaciones como O1 , . . . , On .
El “costo” computacional de operación Oi puede ser
muy distinto del costo de otra operación Oj .
Complejidad amortizada– p. 4
Costo promedio
La idea es sumar los costos y pensar en términos de
“costo promedio”.
Para que tenga sentido ese tipo de análisis, la sucesión de
operaciones estudiada tiene que ser la peor posible.
Si no lo es, no hay guarantía ninguna que se pueda
generalizar el análisis para sucesiones más largas.
Complejidad amortizada– p. 5
Arreglos dinámicos
Como un ejemplo, evaluamos la complejidad de operar un
arreglo dinámico.
Se duplica el tamaño siempre cuando hace falta añadir
un elemento.
Se corta el tamaño a mitad cuando se ha liberado tres
cuartas partes del espacio.
Complejidad amortizada– p. 6
Una sucesión de inserciones
Evaluamos la sucesión de 2k inserciones en tal arreglo.
Al realizar la primera inserción, se crea un arreglo de
un elemento.
Con la segunda, se duplica el tamaño para lograr a
guardar el segundo elemento.
En práctica, esto significa que se reserva un arreglo
nuevo del tamaño doble en otra parte y mueve cada
clave que ya estaba guadrara en el arreglo al espacio
nuevo.
Con la tercera inserción, se crea espacio para dos
elementos más, etcétera.
Complejidad amortizada– p. 7
Baratas versus caras
Entonces, con la sucesión de operaciones definida, vamos
a tener que multiplicar el tamaño del arreglo k veces y las
otras 2k − k inserciones van a ser “baratas”.
La complejidad de una inserción barata es O (1).
Cuando el tamaño del arreglo es n, el costo de duplicar su
tamaño es O (n). Entonces, la complejidad de una
inserción “cara” es O (1) + O (n) ∈ O (n).
Para la inserción difícil número i, el tamaño va a ser 2i .
Complejidad amortizada– p. 8
Suma total
La suma de la complejidad de las k inserciones difíciles es
!
k
X
i
k+1
.
2 =O 2
O
i=1
k
La complejidad
total
de
los
2
− k operaciones fáciles es
O 2k − k ∈ O 2k porque cada una es de tiempo
constante.
k
=⇒ La complejidad de la sucesión
completa
de
2
k+1
k
k
inserciones es O 2
+2 ∈O 3·2 .
Complejidad amortizada– p. 9
Complejidad amortizada
Dividimos la complejidad total por el número de
operaciones 2k para obtener la complejidad amortizada
por operación:
k
3·2
O
= O (3) ∈ O (1) .
k
2
Si hacemos n operaciones y cada uno tiene complejidad
amortizada constante, cada sucesión de puras inserciones
tiene complejidad amortizada lineal, O (n).
Complejidad amortizada– p. 10
Análisis con eliminaciones
Para poder incluir las eliminaciones en el análisis, hay que
cambiar la técnica de análisis.
Utilizamos el método de potenciales, también conocido
como el método de cuentas bancarias, donde se divide
el costo de operaciones caras entre operaciones más
baratas.
Complejidad amortizada– p. 11
Método de potenciales
Supone que al comienzo nos han asignado una cierta
cantidad M de pesos.
Cada operación básica de tiempo constante O (1) cuesta
un peso.
Vamos a realizar n operaciones.
Complejidad amortizada– p. 12
Costo planeado
El costo
planeado de una operación Oi es pi =
M
n
pesos.
Si una operación no necesita todos sus M
pesos
n
asignados, los ahorramos en una cuenta bancaria
común.
Complejidad amortizada– p. 13
Costo planeado
El costo
planeado de una operación Oi es pi =
M
n
pesos.
Si una operación no necesita todos sus M
pesos
n
asignados, los ahorramos en una cuenta bancaria
común.
Si una operación necesita más que M
pesos, la
n
operación puede retirar fondos adicionales de la
cuenta bancaria.
Complejidad amortizada– p. 13
Costo planeado
El costo
planeado de una operación Oi es pi =
M
n
pesos.
Si una operación no necesita todos sus M
pesos
n
asignados, los ahorramos en una cuenta bancaria
común.
Si una operación necesita más que M
pesos, la
n
operación puede retirar fondos adicionales de la
cuenta bancaria.
Si en la cuenta no hay balance, la operación los toma
prestados del banco.
Complejidad amortizada– p. 13
Costo planeado
El costo
planeado de una operación Oi es pi =
M
n
pesos.
Si una operación no necesita todos sus M
pesos
n
asignados, los ahorramos en una cuenta bancaria
común.
Si una operación necesita más que M
pesos, la
n
operación puede retirar fondos adicionales de la
cuenta bancaria.
Si en la cuenta no hay balance, la operación los toma
prestados del banco.
Todo el préstamo habrá que pagar con lo que ahorran
operaciones que siguen.
Complejidad amortizada– p. 13
Balance = potencial
Denotamos el balance de la cuenta después de la
operación número i, o sea, en el estado Di , con Φi .
El balance también se llama la potencial de la estructura.
La meta: poder mostrar que la estructura siempre
contiene “la potencial suficiente” para poder pagar la
operaciones que vienen.
Complejidad amortizada– p. 14
Costo amortizado
Sea ri el costo
El costo
real de la operación Oi .
amortizado de la operación Oi es
ai = ti + Φi − Φi−1
| {z }
pesos ahorrados
Complejidad amortizada– p. 15
Costo amortizado total
El costo amortizado total de las n operaciones es
A=
n
X
i=1
ai
n
X
(ri + Φi − Φi−1 )
=
=
=
i=1
n
X
i=1
n
X
n
X
(Φi − Φi−1 )
ri +
i=1
ri + Φn − Φ0 ,
i=1
=⇒ Costo real total: R =
n
X
i=1
r1 = Φ0 − Φn +
n
X
ai .
i=1
Complejidad amortizada– p. 16
Función de balance
Para poder realizar el análisis, primero hay que asignar los
costos planeados pi .
Después de que se intenta definir una función de
balance Φi : N → R tal que el costo amortizado de cada
operación es menor o igual al costo planeado:
ai = ri + Φi − Φi−1 ≤ pi .
Complejidad amortizada– p. 17
Consecuencias
Con tales costos amortizados, aplica
n
X
ri ≤ Φ0 − Φn +
n
X
pi .
i=1
i=1
La transacción con el banco (ahorro o préstamo) de la
operación Oi es de pi − ri pesos.
Típicamente queremos que Φi ≥ 0 para cada estado Di . Si
esto aplica, tenemos
n
X
i=1
ri ≤ Φ0 +
n
X
pi .
i=1
Complejidad amortizada– p. 18
Exactitud
Comúnmente además tenemos que Φ0 = 0, en cual caso
la suma de los costos planeados es una cota superior a la
suma de los costos reales.
Si uno elige costos planeados demasiado grandes, la cota
será cruda y floja y la estimación de la complejidad no es
exacta.
Haber elegido un valor demasiado pequeño de los costos
planeados, resulta imposible encontrar una función de
balance apropiada.
Complejidad amortizada– p. 19
Precio de una inserción
Hay que asegurar que el precio de una inserción cara se
pueda pagar con lo que han ahorrado las inserciones
baratas anteriores.
Suponemos que el tiempo de una inserción fácil sea t1 y el
tiempo de mover una clave al espacio nuevo (de tamaño
doble) sea t2 .
Entonces, si antes de la inserción cara, la estructura
contiene n claves, el precio real total de la inserción cara
es t1 + nt2 .
Complejidad amortizada– p. 20
Función de balance
Vamos a definir una función de balance tal que su valor
inicial es cero y también su valor después de hacer
duplicado el tamaño es cero.
En cualquier otro momento, será Φi > 0.
La meta es llegar al mismo resultado del método anterior
n
X
ri = O (n)
i=1
para tener complejidad amortizada O (1) por operación.
Complejidad amortizada– p. 21
Intento: pi = t1 + 2t2
Habrá que poder pagar el costo de añadir la clave nueva
(t1 ) y preparar para mover la clave misma después a un
arreglo nuevo de tamaño doble (t2 ) además de preparar
mover todas las claves anteriores (uno por elemento, el
otro t2 ).
Complejidad amortizada– p. 22
Requisito
∀i : ai = ri + Φi − Φi−1 ≤ pi = t1 + 2t2 .
Denotamos por ci el número de claves guardados en el
arreglo en el estado Di .
Claramente ci = ci−1 + 1.
Complejidad amortizada– p. 23
Intento: Φi = 2t2 ci − t2 ei
ei = el espacio del arreglo después de Oi
inserciones fáciles: ei = ei−1
inserciones difíciles: ei = 2ei−1 = 2ci−1
Complejidad amortizada– p. 24
Inserción fácil
ai = t1 + (2t2 (ci−1 + 1) − t2 ei−1 ) − (2t2 ci−1 − t2 ei−1 )
= t1 + 2t2 = pi .
El costo amortizado es igual al costo planeado.
Complejidad amortizada– p. 25
Inserción difícil
ai = (t1 + t2 ci−1 ) + (2t2 (ci−1 + 1) − t2 2ci−1 )
− (2t2 ci−1 − t2 ci−1 )
= t1 + 2t2 = pi ,
Cumple: ai = t1 + 2t2 para todo i.
Complejidad amortizada– p. 26
Eliminaciones
Cada inserción tiene costo amortizado O (1) y el costo real
de una serie de n operaciones es O (n).
Eliminaciones: si un arreglo de tamaño ei contiene
solamente ci ≤ 0,25ei claves, su tamaño será cortado a la
mitad: ei+1 = 0,5ei .
El costo de la reducción del tamaño es t2 ci , porque habrá
que mover cada clave.
Complejidad amortizada– p. 27
Costo de eliminación
Marcamos el precio de una eliminación simple (que no
causa un ajuste de tamaño) con t3 .
Vamos a cubrir el gasto del reducción por cobrar por
eliminaciones que ocurren cuando el arreglo cuenta con
menos que 0,5ei claves guardadas en el estado Di .
Complejidad amortizada– p. 28
El ahorro
Entonces, por cada eliminación de ese tipo, ahorramos t2
pesos.
Al
de reducir el tamaño, hemos ahorrado
emomento
i
− 1 pesos (nota que ei solamente cambia cuando
4
duplicamos o reducimos, no en operaciones baratas).
Ese ahorro paga la eliminación cara.
Complejidad amortizada– p. 29
Función de balance
Elegimos ahora una función de balance definido por
partes:

ei


 2t2 ci − t2 ei , si ci ≥ 2 ,
Φi =


 e1 t2 − t2 ci , si ci < ei .
2
2
Complejidad amortizada– p. 30
El caso de inserciones
ei
Para el caso ci > , no cambia nada a la situación anterior
2
ni para inserciones baratas ni para las caras: ai = t1 + 2t2 .
ei
Para el otro caso ci < , tenemos
2
ai = ri + Φ
i − Φi−1 t2 e i
t2 ei−1
= t1 +
− t 2 ci −
− t2 ci−1
2
2
= t1 − t2 ,
porque para estas inserciones, siempre tenemos ei = ei−1
y son siempre baratas (nunca causan que se duplique el
espacio).
Complejidad amortizada– p. 31
Inserciones cuando “cambia” Φ
ei
El caso donde ci = :
2
ai = ri + Φi − Φi−1
t2 ei−1
= t1 + (2t2 ci − t2 ei ) −
− t2 ci−1
2
= t1 + 2t2 ci − 2t2 ci − t2 ci + t2 (ci − 1)
= t1 − t2 .
Complejidad amortizada– p. 32
ei
Eliminaciones baratas: ci ≥
2
ai =
=
=
=
ri + Φi − Φi−1
t3 + (2t2 ci − t2 ei ) − (2t2 ci−1 − t2 ei−1 )
t3 + 2t2 (ci−1 − 1) − 2t2 ci−1
t3 − 2t2 .
Complejidad amortizada– p. 33
Eliminaciones al “cambio” de Φ
ei
Con ci = − 1:
2
ai = ri + Φ
i − Φi−1 t2 e i
= t3 +
− t2 ei − (2t2 ei−1 − t2 ei )
2
3t2 ei
= t3 +
− t2 (ei−1 − 1) − 2t2 ci−1
2
= t3 + 3t2 ci−1 − t2 ei−1 + t2 − 2t2 ci−1
= t3 + t2 .
Complejidad amortizada– p. 34
Caso de ahorro
ei
e1
− 1 mientras ci−1 ≥ + 1:
ci <
2
4
ai = ri + Φ
i − Φi−1
t2 e i 1
t2 ei−1
= t3 +
− t 2 ci −
− t2 ci−1
2
2
= t3 − t2 (ci−1 − 1) + t2 ci−1
= t3 + t2 .
Complejidad amortizada– p. 35
Eliminaciones con ci−1
ei−1
=
4
ai = ri + Φ
i − Φi−1 t2 ei−1
t2 e i
−
− t2 ci−1
= t 3 + t 2 ci −
2
2
t2 ei−1 t2 ei−1
= t3 +
−
+ t2 ci−1
4
2
t2 ei−1 t2 ei−1
+
= t3 −
4
4
= t3 .
Complejidad amortizada– p. 36
Resumen
En todos los casos llegamos a tener una complejidad
amortizada constante O (1) por operación.
=⇒ La complejidad de cualquier combinación de n
inserciones y/o eliminaciones, la complejidad amortizada
total es O (n).
Complejidad amortizada– p. 37
Invariante de costo
La regla general de poder lograr la meta de “siempre
poder pagar las operaciones que quedan de hacer” es
asegurar que se mantenga un invariante de costo
(inglés: credit invariant) durante toda la sucesión.
Complejidad amortizada– p. 38
Invariante del ejemplo
ei
1. Si ci = , el balance Φi es cero.
2
e
ei i
2. Si
≤ ci <
, el balance Φi es igual a la cantidad
4
2
de celdas libres en las posiciones de la segunda
cuarta parte del arreglo.
ei
3. Si ci > , el balance Φi es igual a dos veces la
2
cantidad de claves guardados en las posiciones de la
segunda mitad del arreglo.
Complejidad amortizada– p. 39
Árboles biselados
n
m
= la cantidad de claves guardadas en el árbol
= el número de operaciones realizados al árbol
Queremos mostrar que la complejidad amortizada de
cualquier sucesión de m operaciones es O (m log n).
Complejidad amortizada– p. 40
Costo planeado
Marcamos con R(v) el ramo la raíz de cual es el vértice v y
con |R(v)| el número de vértices en el ramo (incluyendo a
v). Sea r la raíz del árbol completo.
Definimos
µ(v) = ⌊log |R(v)|⌋.
El costo planeado de las operaciones será
pi = O (log n) = O (log |R(r)|) = O (µ(r)) .
Complejidad amortizada– p. 41
splay
Cada operación constituye de un número constante de
operaciones splay y un número constante de
operaciones simples.
=⇒ basta con establecer que la complejidad amortizada
de una operación splay es O (µ(r)).
Complejidad amortizada– p. 42
Cuentas bancarias
Pensamos en este caso que cada vértice del árbol tiene
una cuenta propia, pero el balance está en uso de todos.
Mantenemos el siguiente invariante de costo: cada
vértice v siempre tiene por lo menos µ(v) pesos en su
propia cuenta.
Complejidad amortizada– p. 43
Teorema
Cada operación splay(v, A) requiere al máximo
(3 (µ(A) − µ(v)) + 1) unidades de costo para su aplicación
y la actualización del invariante de costo.
Complejidad amortizada– p. 44
Demostración
splay consiste de una sucesión de rotaciones.
En el caso que el vértice u que contiene la llave de interés
tenga un padre t, pero no un abuelo, hace falta una
rotación simple derecha.
Complejidad amortizada– p. 45
Caso 1: sin abuelo
Aplica
µdespués(u) = µantes (t)
µdespués(t) ≤ µdespués(u)
Mantener el invariante cuesta:
µdespués (u) + µdespués(t) − (µantes (u) + µantes t))
= µdespués(t) − µantes (u))
≤ µdespués(u) − µantes (u).
El peso que sobra se gasta en las operaciones de tiempo constante y cantidad
constante por operación splay (comparaciones, actualizaciones de punteros, etcétera).
Complejidad amortizada– p. 46
Caso 2: con abuelo
En el segundo caso, u tiene el padre t y un abuelo t′ .
Hay que hacer dos rotaciones derechas — primero para
mover t al lugar del abuelo, empujando el abuelo abajo a la
derecha y después para mover u mismo al lugar nuevo del
padre.
El costo total de mantener el invariante es
T = µdespués(u) + µdespués(t) + µdespués(t′ )
−µantes (u) − µantes (t) − µantes (t′ ).
Complejidad amortizada– p. 47
Caso 2 cont.
Por la estructura de la rotación aplica que
µdespués(u) = µantes (t′ ),
por lo cual
T =
=
≤
=
µdespués(t) + µdespués(t′ ) − µantes (u) − µantes (t)
(µdespués(t) − µantes (u)) + (µdespués(t′ ) − µantes (t))
(µdespués(u) − µantes (u)) + (µdespués(u) − µantes (u))
2 (µdespués(u) − µantes (u)) .
Complejidad amortizada– p. 48
Detalles
Si logramos tener µdespués(u) > µantes (u), nos queda por lo
menos un peso para ejecutar la operación.
Hay que analizar el caso que µdespués(x) = µantes (x).
Necesitamos asegurarnos que T ≤ 0, o sea, no nos cuesta
nada mantener el invariante válido.
(La derivación será un ejercicio.)
Llegamos a µdespués(u) = µantes (u), por lo cual T < 0.
El tercer caso de splay es una rotación doble
izquierda-derecha. Omitimos sus detalles.
Complejidad amortizada– p. 49
Resumen
al insertar, asignar O (log n) pesos al elemento
al unir, se asigna a la raíz nueva O (log n) pesos
cada operación puede gastar O (log n) pesos en
ejecutar las operaciones splay
el mantenimiento del invariante de costo y las
operaciones adicionales que se logra en tiempo O (1)
=⇒ cada operación tiene costo amortizado O (log n)
=⇒ la complejidad amortizada de una sucesión de m
operaciones es O (m log n)
Complejidad amortizada– p. 50
Montículos de Fibonacci
Invariante de costo: cada raíz tiene un peso y cada
vértice marcado tiene dos pesos.
Los costos planeados de inserción, decrementación del
valor de clase y unir dos montículos son un peso por
operación.
La eliminación del mínimo tiene costo planeado de
O (log n) pesos.
Complejidad amortizada– p. 51
Insertar una clave
Lo único que se hace es crear una raíz nueva con la clave
nueva y un peso.
Esto toma tiempo constante O (1).
Complejidad amortizada– p. 52
Disminuir una clave
Movemos el vértice con la clave a la lista de raíces en
tiempo O (1) junto con un peso.
Si el padre está marcado, su movimiento a la lista de
raízes se paga por el peso extra que tiene el vértice
marcado — también se le quita la marca por la operación,
por lo cual no sufre el invariante.
El otro peso el vértice padre lleva consigo.
Si hay que marcar el abuelo, hay que añadirle dos pesos.
El tiempo total es constante, O (1).
Complejidad amortizada– p. 53
Unir dos montículos
Simplemente unimos las listas de raíces.
Por la contracción de las listas que se realiza al eliminar el
mínimo, el costo de esta operación es O (1).
Esta operación no causa ningún cambio en el invariante.
Hay que tomar en cuenta que estamos pensando que las listas de raíces están
implementadas como listas enlazadas, por lo cual no hay que copiar nada, solamente
actualizar unos punteros.
Complejidad amortizada– p. 54
Eliminar el mínimo
La operación en sí toma tiempo O (1).
Además depositamos un peso en cada hijo directo del
vértice eliminado.
Contracción de la lista de raíces:
Gastamos los pesos de las raíces mismas.
Después depositamos de nuevo un peso en cada raíz.
Son O (log n) raíces.
=⇒ Complejidad amortizada O (log n).
Complejidad amortizada– p. 55
Eliminar elemento cualquiera
Primero reducir su valor a −∞.
Después quitando el mínimo.
Esto toma tiempo O (1) + O (log n) ∈ O (log n).
Complejidad amortizada– p. 56
Complejidad de estructuras
Oper.
L
A
M
B
F
Inser.
Θ (n)
O (log n)
O (log n)
O (log n)
O (1)
Ubic. mín.
O (1)
O (1)
O (1)
O (log n)
O (1)
Elim. mín.
O (1)
O (log n)
O (log n)
O (log n)
O (log n) ∗
Elim.
O (1)
O (log n)
O (log n)
O (log n)
O (log n) ∗
Dism.
Θ (n)
O (log n)
O (log n)
O (log n)
O (1) ∗
Unir
Θ (n)
Θ (n)
Ω (n)
O (log n)
O (1)
Listas (L), árboles balanceados (A), montículos (M), montículos binomiales (B) y
montículos de Fibonacci (F). Las complejidades amortizadas llevan un asterisco (∗ ).
Complejidad amortizada– p. 57
Tarea para entregar el martes
Demuestra que en el análisis de árboles biselados, de
los suposiciones
µdespués(u) = µantes (u)
y
µdespués(u) + µdespués(t) + µdespués(t′ )
≥ µantes (u) + µantes (t) + µantes (t′ )
t siendo el padre de u y t′ el abuelo de u y la operación
siendo rotación doble derecha, se llega a una
contradicción.
Complejidad amortizada– p. 58