例如,我们有系列1,2,3,4,5。我们采用每3个元素=> 3,1,5,2,4(选择的元素不应该保留,我们可以采取系列不是空的)。圈子双向链表的朴素实现不是表现的好主意。你能给我一个建议,哪些数据结构和算法更适用?
答案 0 :(得分:6)
如果您只需要最后一个号码,则称为Josephus problem,并且在O(N)
时间内有一个众所周知的公式用于计算答案。
我不知道是否可以对其进行调整以进行完整模拟,因此我将在此处描述一个直截了当的O(N log N)
解决方案:
让我们用隐式密钥保存所有数字。我们需要找到k
- 元素并在每一步删除它(事实上,可能会有一个转变,所以它更像(cur_shift + k) % cur_size
,但它不会真的很重要)。一个treap就可以做到。我们只需将其拆分为3个部分[0, k - 1]
,[k, k]
和[k + 1, cur_size - 1]
,在与第二部分对应的节点中打印数字,然后将第一部分和最后部分合并在一起。每步需要O(log N)
次,因此对于给定的约束应该足够好。
答案 1 :(得分:5)
构建一个包含数字1到n的complete二叉树,例如因为n = 15,那将是:
在每个分支中,存储其左侧的节点数;这将允许我们快速找到第i个节点。 (你会看到这棵树具有非常可预测的结构和值,并且生成它比构建具有随机排序值的相同大小的二叉树更有效。它也是树的理想候选者。 -an阵列。)的
然后,要找到第i个数字,从根节点开始,在每个节点,如果i大于左边的节点数,你就找到了第i个数字,否则就去left(如果i不大于左边的节点数)或right(如果i比左边的节点数大1)。
无论何时向左移动,都会减少此节点左侧的节点数(因为我们将删除一个节点)。
无论何时向右移动,请按节点左侧的节点数减1,如果节点中的值已被删除,则减少1(或加0)。
当你找到第i个节点时,读取它的值(添加到删除顺序列表),然后将其值设置为0.此后,如果我们正在寻找的第i个节点有它的价值被抹去,我们会走右边,然后走最左边的节点。
我们从值i = k开始,然后每当我们删除第i个节点中的数字时,我们将减少节点总数并设置i = (i + k - 1) % total
(或者如果是零:i = total
)。
这给出了log 2 N的查找时间和N×LogN的总复杂度。
示例演练: n = 15 (如上图所示)和 k = 6 ,第一步是6,12,3,10,那时的情况是:
我们刚刚删除了第二个号码,现在是i = 2 + 6 - 1 = 7
。我们从根节点开始,它在它的左边有4个节点并且仍然有它的值,所以我们右边从我们正在寻找的7中减去5并得到2.我们到达节点12(已经到了擦除)并找到它左边有2个节点,所以我们减少它左边的节点数然后再向左移动。我们来到节点10(已被删除)并发现它左边有1个节点,1 = 2 - 1所以这是我们正在寻找的节点;然而,由于它的值已被删除,我们向右移动并从我们正在寻找的2中减去1并得到1.我们到达节点11,其左边有0个节点(因为它是叶子),并且0 = 1 - 1,所以这是我们正在寻找的节点。
然后我们将节点总数从10减少到9,并将i从7更新为(7 + 6 - 1) % 9 = 3
,然后继续查找第三个节点(现在是值为5的节点)。
这是JavaScript中的一个简单实现。它可以在不到一秒的时间内解决100,000个数字系列,并且可以通过使用树形数组结构使其更快,更节省空间。
(与上面的解释不同,数字的索引是从零开始的,以简化代码;因此索引0是树中的第一个数字,我们寻找具有左数的节点已连接的子项,等于目标索引。)
function Tree(size) { // CONSTRUCTOR
var height = Math.floor(Math.log(size) / Math.log(2));
this.root = addNode(height, 1 << height, size);
this.size = size;
function addNode(height, value, max) { // RECURSIVE TREE-BUILDER
var node = {value: value > max ? 0 : value, lower: (1 << height) - 1};
if (height--) {
node.left = addNode(height, value - (1 << height), max);
if (value < max) { // DON'T ADD UNNECESSARY RIGHT NODES
node.right = addNode(height, value + (1 << height), max);
}
}
return node;
}
}
Tree.prototype.cut = function(step) { // SEE ANSWER FOR DETAILS
var sequence = [], index = (step - 1) % this.size;
while (this.size) {
var node = this.root, target = index;
while (node.lower != target || node.value == 0) {
if (target < node.lower) {
--node.lower;
node = node.left;
} else {
target -= node.lower + (node.value ? 1 : 0);
node = node.right;
}
}
sequence.push(node.value);
node.value = 0;
index = (index + step - 1) % --this.size;
}
return sequence;
}
var tree = new Tree(15);
var sequence = tree.cut(6);
document.write("15/6→" + sequence + "<BR>");
tree = new Tree(100000);
sequence = tree.cut(123456);
document.write("100000/123456→" + sequence);
注意:
如果你看n = 10的树,你会看到根右边的节点有一个不完整的树,左边有2个节点,但是上面代码示例中实现的算法给出了它不正确的左节点数为3而不是2:
但是,左侧树木不完整的节点本身从不持有值,并且从不拥有右侧的节点。因此,无论如何你总是离开那里,而且他们的左侧节点数太高这一事实并不重要。
答案 2 :(得分:2)
这是一个具有二叉树数组表示的实现,仅将左子树的大小存储为节点值。输入数组实际上并未存储,而是默认地假设为底层的叶子,位于二叉树下面:
function josephusPermutation(size, step) {
var len = 1 << 32 - Math.clz32(size-1), // Smallest power of 2 >= size
tree = Array(len).fill(0), // Create tree in array representation
current = 0,
skip = step - 1,
result = Array(size).fill(0),
goRight, leftSize, order, i, j;
// Initialise tree with sizes of left subtrees as node values
(function init(i) {
if (i >= len) return +(i - len < size); // Only count when within size
var left = tree[i] = init(i*2); // recursive, only store left-size
return left + (left ? init(i*2+1) : 0); // return sum of left and right
})(1);
for (j = 0; j < result.length; j++, size--) {
current = (current + skip) % size; // keep within range
order = current;
for (i = 1; i < len; i = i*2+goRight) {
leftSize = tree[i];
goRight = order >= leftSize;
if (goRight) {
order -= leftSize; // Moving rightward, counting what is at left side.
} else {
tree[i]--; // we will remove value at left side
}
}
result[j] = 1 + i - len;
}
return result;
}
var sequence = josephusPermutation(100000, 123456);
console.log(sequence.join(','));
答案 3 :(得分:1)
以下是王磊和王晓东(2013) 1 O(n log k)
算法的实现(非常类似于,如果不是基于Errol Lloyd的算法,发表于1983年)。我们的想法是将原始序列划分为n/m
高度为log k
的二叉树。该算法实际上是为&#34; feline&#34;而设计的。约瑟夫斯问题,参与者可以有多个生命(列在下面的数组变量global.l
)。
我也喜欢Knuth,Ahrens和Kaplansky的O(1)
空间算法,(加州州立大学格雷戈里威尔逊,海沃德,1979年 2 ),这需要更长的时间来处理,但取决于参数可以非常快。
Knuth的J(n,d,t)
算法(t
是ith
命中),是一个递减序列:
Let x1 = d * t and for k = 2,3,...,
let x_k = ⌊(d * x_(k−1) − d * n − 1) / (d − 1)⌋
Then J(n,d,t) = x_p where x_p is the first term in the sequence <= n.
Ahrens的J(n,d,t)
算法,升序:
Let a1 = 1 and for k = 2,3,...
let a_k = ⌈(n − t + a_(k−1)) * d / (d − 1)⌉
If a_r is the first term in the sequence such that a_r + 1 ≥ d * t + 1
then J(n,d,t) = d * t + 1 − a_r.
Kaplansky的J(n,d,t)
算法:
Let Z+ be the set of positive integers and for k =1,2,...,t
define a mapping P_k : Z+ → Z+ by P_k(m) = (m+d−1)−(n−k+1)(m−k+d−1)/(n−k+1)
Then, J(n,d,t) = P1 ◦ P2 ◦···◦Pt(t).
JavaScript代码:
var global = {
n: 100000,
k: 123456,
l: new Array(5).fill(1),
m: null,
b: null,
a: [],
next: [],
prev: [],
i: 0,
limit: 5,
r: null,
t: null
}
function init(params){
global.m = Math.pow(2, Math.ceil(Math.log2(params.k)));
params.b = Math.ceil(params.n / global.m);
for (let i=0; i<params.b; i++){
let s = i * global.m,
t = (i + 1) * global.m,
u = [];
for (let j=0; j<global.m; j++)
u[j] = 0;
for (let j=s; j<=Math.min(t-1,params.n-1); j++)
u[j-s] = -(j + 1);
global.a[i] = [];
build(u, global.a[i]);
t = (i + 1) % params.b;
params.next[i] = t;
params.prev[t] = i;
}
}
function build(u,v){
function count(_v, i){
if (global.m < i + 2){
if (_v[i] < 0)
return 1;
else
return 0;
} else {
_v[i] = count(_v, 2*i + 1);
_v[i] = _v[i] + count(_v, 2*i + 2);
return _v[i];
}
}
for (let i=0; i<global.m; i++)
v[global.m + i - 1] = u[i];
count(v, 0);
}
function algorithmL(n, b){
global.r = 0;
global.t = b - 1;
while (global.i < global.limit){
tree(global, global);
let j = leaf(global, global);
hit(global.i,j,global,global);
global.i = global.i + 1;
}
}
function tree(params_r,params_t){
if (params_t.t === global.next[params_t.t] && params_r.r < global.k){
params_r.r = global.k + global.a[params_t.t][0] - 1 - (global.k - params_r.r - 1) % global.a[params_t.t][0];
} else {
while (params_r.r < global.k){
params_t.t = global.next[params_t.t];
params_r.r = params_r.r + global.a[params_t.t][0];
}
}
}
function size(t,j){
if (global.a[t][j] < 0)
return 1
return global.a[t][j];
}
function leaf(params_r,params_t){
let j = 0,
nxt = params_r.r - global.k;
while (j + 1 < global.m){
let rs = size(params_t.t, 2*j + 2);
if (params_r.r - rs < global.k){
j = 2*j + 2;
} else {
j = 2*j + 1;
params_r.r = params_r.r - rs;
}
}
params_r.r = nxt;
return j;
}
function hit(i,j,params_r,params_t){
let h = -global.a[params_t.t][j];
console.log(h);
if (global.l[h-1] > 1)
global.l[h-1] = global.l[h-1] - 1;
else
kill(i,j,params_r,params_t);
}
function kill(i,j,params_r,params_t){
global.a[params_t.t][j] = 0;
while (j > 0){
j = Math.floor((j - 1) / 2);
global.a[params_t.t][j] = global.a[params_t.t][j] - 1;
}
if (params_t.t !== global.next[params_t.t]){
if (global.a[params_t.t][0] + global.a[global.next[params_t.t]][0] === global.m){
params_r.r = params_r.r + global.a[global.next[params_t.t]][0];
combine(params_t);
} else if (global.a[params_t.t][0] + global.a[global.prev[params_t.t]][0] === global.m){
t = global.prev[params_t.t];
combine(params_t);
}
}
}
function combine(params_t){
let x = global.next[params_t.t],
i = 0,
u = [];
for (let j=0; j<global.m; j++)
if (global.a[params_t.t][global.m + j - 1] < 0){
u[i] = global.a[params_t.t][global.m + j - 1];
i = i + 1;
}
for (let j=0; j<global.m; j++)
if (global.a[x][global.m + j - 1] < 0){
u[i] = global.a[x][global.m + j - 1];
i = i + 1;
}
build(u,global.a[params_t.t]);
global.next[params_t.t] = global.next[global.next[params_t.t]];
global.prev[global.next[params_t.t]] = params_t.t;
}
init(global);
algorithmL(global.n, global.b);
&#13;
(1)L。Wang和X. Wang。广义Josephus问题算法的比较研究。 应用数学&amp;信息科学,7,No.4,1451-1457(2013)。
(2)Wilson(1979)的参考文献:
Knuth,D。E.,计算机程序设计艺术,Addison-Wesley,Reading Mass。,Vol I Fundamental Algorithms,1968,Ex。 22,p158;卷。 III,排序和搜索,例如2,pp.18-19;卷。我,第2版,第181页。
Ahrens,W。, Mathematische Unterhaltungen und Spiele ,Teubner:Leipzig,1901,Chapter 15,286-301。
Kaplansky,I。和Herstein I.N., Matters Mathematical ,Chelsea,New York,1978,pp.121-128。