Поиск максимального размера задницы
Поиск максимального размера задницы
Персональные инструменты
Создать учётную запись Войти
Пространства имён
Статья
Обсуждение
Просмотры
Читать
Просмотр вики-текста
История
Примечание: далее в конспекте символы строки нумеруются с нуля.
Простая реализация за O ( n 2 ) , где n — длина строки. Для каждой позиции i перебираем для неё ответ, начиная с нуля, пока не обнаружим несовпадение или не дойдем до конца строки.
Z-блоком назовем подстроку с началом в позиции i и длиной Z [ i ] .
Для работы алгоритма заведём две переменные: l e f t и r i g h t — начало и конец Z-блока строки S с максимальной позицией конца r i g h t (среди всех таких Z-блоков, если их несколько, выбирается наибольший). Изначально l e f t = 0 и r i g h t = 0 .
Пусть нам известны значения Z-функции от 0 до i − 1 . Найдём Z [ i ] .
Рассмотрим два случая.
Этот алгоритм работает за O ( | S | ) , так как каждая позиция пробегается не более двух раз: при попадании в диапазон от l e f t до r i g h t и при высчитывании Z-функции простым циклом.
n — длина текста. m — длина образца.
Образуем строку s = pattern + # + text , где # — символ, не встречающийся ни в text , ни в pattern . Вычисляем Z-функцию от этой строки.
В полученном массиве, в позициях в которых значение Z-функции равно | pattern | , по определению начинается подстрока, совпадающая с pattern .
Пусть в массиве z хранятся значения Z-функции, в s будет записан ответ. Пойдем по массиву z слева направо.
Нужно узнать значение s [ i ] . Для этого посмотрим на значение z [ i ] : если z [ i ] = 0 , тогда в s [ i ] запишем ещё не использованный символ или последний использованный символ алфавита, если мы уже использовали все символы. Если z [ i ] ≠ 0 , то нам нужно записать префикс длины z [ i ] строки s . Но если при посимвольном записывании этого префикса в конец строки s мы нашли такой j (индекс последнего символа строки), что z [ j ] больше, чем длина оставшейся незаписанной части префикса, то мы перестаём писать этот префикс и пишем префикс длиной z [ j ] строки s .
Для правильной работы алгоритма будем считать значение z [ 0 ] равным нулю.
Заметим, что не всегда удастся восстановить строку с ограниченным алфавитом неподходящего размера. Например, для строки a b a c a b a массив Z-функций будет [ 0 , 0 , 1 , 0 , 3 , 0 , 1 ] . Используя двоичный алфавит, мы получим строку a b a b a b a , но её массив Z-функций отличается от исходного. Ошибка восстановления строки возникла, когда закончились новые символы алфавита.
Если строить строку по некорректному массиву значений Z-функции, то мы получим какую-то строку, но массив значений Z-функций от неё будет отличаться от исходного.
Этот алгоритм работает за O(|S|), так как мы один раз проходим по массиву Z-функций.
Докажем, что если нам дали корректную Z-функцию, то наш алгоритм построит строку с такой же Z-функцией.
Пусть z — данная Z-функция, строку s построил наш алгоритм, q — массив значений Z-функции для s . Покажем, что массивы q и z будут совпадать.
Рассмотрим похожий алгоритм, но с более худшей асимптотикой. Отличие будет в том, что при z [ i ] > 0 мы будем писать префикс полностью и возвращаться в позицию i + 1 . Рассмотрим каждый шаг этого алгоритма. Если z [ i ] = 0 , то мы пишем символ, отличный от первого символа строки, поэтому q [ i ] = 0 , а значит q [ i ] = z [ i ] . Если z [ i ] > 0 , то при записи s [ i ] мы будем получать q [ i ] = z [ i ] , потому что мы переписали префикс строки. Но далее мы можем переписать этот префикс другим префиксом. Заметим, что новый префикс будет содержаться и в префиксе самой строки, поэтому пересечение двух префиксов будет состоять из одинаковых символов. Значит, префикс не будет изменяться, как и значение q [ i ] . Тогда массив q совпадает с z .
Покажем, что этот алгоритм эквивалентен нашему алгоритму. Когда мы пишем разные префиксы, то возможны три варианта: они не пересекаются (начало и конец одного префикса не принадлежат другому), один лежит внутри другого (начало и конец префикса принадлежит другому), они пересекаются (начало одного префикса пренадлежит другому, но конец не принадлежит).
Таким образом, алгоритмы эквивалентны и наш алгоритм тоже корректен.
Пусть префикс функция хранится в массиве P [ 0 … n − 1 ] . Z-функцию будем записывать в массив Z [ 0 … n − 1 ] . Заметим, что если P [ i ] > 0 , то мы можем заявить, что Z [ i − P [ i ] + 1 ] будет не меньше, чем P [ i ] .
Так же заметим, что после такого прохода в Z [ 1 ] будет максимальное возможное значение. Далее будем поддерживать инвариант: в Z [ i ] будет максимальное возможное значение.
Пусть в Z [ i ] = z > 0 , рассмотрю j < z , Z [ j ] = k и Z [ i + j ] = k 1 . Пусть b 1 = s [ 0 … k − 1 ] , b 2 = s [ j … j + k − 1 ] , b 3 = s [ 0 … z − 1 ] . Тогда заметим, что b 3 = s [ i … i + z − 1 ] и тогда возможны три случая:
Внешний цикл w h i l e отработает за O ( n ) итераций, так как внутри него i увеличивается не менее чем на 1 . А внутренний цикл выполнит суммарно не более O ( n ) итераций, так как после него i увеличится на количество итераций внутреннего цикла, но i не может увеличиться более чем на n , так как каждое значение Z [ i ] не может превзойти n .
Z-функция (англ. Z-function ) от строки S и позиции x — это длина максимального префикса подстроки, начинающейся с позиции x в строке S , который одновременно является и префиксом всей строки S . Более формально, Z [ i ] ( s ) = max k ∣ s [ i … i + k ] = s [ 0 … k ] .
Значение Z-функции от первой позиции не определено, поэтому его обычно приравнивают к нулю или к длине строки.
Необходимо восстановить строку по Z-функции, считая алфавит ограниченным.
Дан массив с корректной префикс-функцией для строки s . Требуется получить массив с Z-функцией для строки s .
Начни пользоваться проектом на полную катушку и получи бонус:
Старушка ИзВергиль , решён 10 лет назад
Нажимая на кнопку, вы принимаете условия пользовательского соглашения
44 размер=объему бедер 88см, 50 размер=100см
До любого)) ) Потому что с какого-то размера уже неважно, джинсы или не джинсы.. . Никакой одеждой ничего не исправишь...
до любого
надо покупать по фасону и размеру.. .
От фигуры зависит. Если брюшко не выпирает, как футбольный мячик, можно и на 52 надеть.
Для любого! ! Размер зависит не только от полноты попы и бедер, но и от ширины таза=)) Как-то наблюдала картину - девушка полненькая у продавца просила размер такой же, какой для себя просила девушка худенькая, но с широким тазом)))
Материал из Википедии — свободной энциклопедии
T = ( T << 1 ) | comparison_vector_neg [ haystack [ j ]];
// Размер алфавита
#define ASIZE 256
// Размер машинного слова
#define WORD (sizeof(unsigned int)*8)
int preSo ( char * x , int m , unsigned int S []) {
unsigned int j , lim ;
int i ;
for ( i = 0 ; i < ASIZE ; ++ i )
S [ i ] = ~ 0u ;
for ( lim = i = 0 , j = 1 ; i < m ; ++ i , j <<= 1 ) {
S [ x [ i ]] &= ~ j ;
lim |= j ;
}
lim = ~ ( lim >> 1 );
return ( lim );
}
/*
x - needle, длина m
y - haystack, длина n
*/
void SO ( char * x , int m , char * y , int n ) {
unsigned int lim , state ;
unsigned int S [ ASIZE ];
int j ;
if ( m > WORD )
error ( "SO: шаблон поиска слишком длинный" );
/* Предварительная обработка */
lim = preSo ( x , m , S );
/* Поиск */
for ( state = ~ 0 , j = 0 ; j < n ; ++ j ) {
state = ( state << 1 ) | S [ y [ j ]];
if ( state < lim )
OUTPUT ( j - m + 1 );
}
}
↑ Shift Or algorithm (неопр.) . Дата обращения: 8 ноября 2011. Архивировано 12 ноября 2011 года.
↑ Описание работы алгоритма Shift-OR для поиска подстроки в строке / Алгоритмы / Хабрахабр (неопр.) . Дата обращения: 30 сентября 2016. Архивировано 7 августа 2016 года.
↑ Нечёткий поиск в тексте и словаре / Алгоритмы / Хабрахабр (неопр.) . Дата обращения: 30 сентября 2016. Архивировано 7 августа 2016 года.
↑ Python реализация bitap алгоритма с Wu-Manber изменениями (неопр.) . Дата обращения: 7 октября 2012. Архивировано 30 января 2016 года.
↑ K. Fredriksson, S. Grabowski. Average-Optimal String Matching. 2008 (неопр.) . Дата обращения: 11 ноября 2011. Архивировано 2 июня 2016 года.
Вы не представились системе Обсуждение Вклад Создать учётную запись Войти
Двоичный алгоритм поиска подстроки (также bitap algorithm , shift-or algorithm ) — алгоритм поиска подстроки , использующий тот факт, что в современных компьютерах битовый сдвиг и побитовое ИЛИ являются атомарными операциями. По сути, это примитивный алгоритм поиска с небольшой оптимизацией, благодаря которой за одну операцию производится до 32 сравнений одновременно (или до 64, в зависимости от разрядности машины). Легко переделывается на приблизительный поиск.
Вычислительная сложность — O (| needle |·| haystack |) операций с крайне малой константой. На предварительную обработку идёт O (| needle |·|Σ|) операций и памяти, где Σ — алфавит. Если же длина шаблона поиска (в символах) не превышает длину машинного слова (в битах ), сложность получается O (| haystack |) и O (| needle |+|Σ|) соответственно.
Предполагается, что алгоритм разработал в 1964 году венгр Балинт Дёмёльки. Но популярность он приобрёл в 1990-е годы благодаря работам чилийца Рикардо Баэса-Ятеса и уругвайца Гастона Гоннета. На двоичном алгоритме основана известная утилита приблизительного поиска agrep .
Как всегда, считаем, что needle (« иголка ») — строка, которую мы ищем, а haystack («стог сена») — строка, в которой ищем. Длины этих строк обозначим через n и H . Символы в строке пронумерованы с 1, как в Паскале .
Построим такую матрицу n × H : если i -префикс needle совпадает с haystack в позициях j−i+1 … j , ставим в матрице 1 в позиции ( i , j ) . Иначе — ноль. [1] [2]
Шаблон найден, если найдена единица в последней строке этой матрицы. Матрицу будем вычислять динамически, по столбцам. Для этого зададимся вопросом: как превратить ( j −1)-й столбец матрицы в j -й ?
Если объединить всё это в один двоичный кортеж R { j } длины n , получится такая формула:
Операция << — двоичный сдвиг влево, операция & — побитовое И , | — побитовое ИЛИ . Вектор comparison_vector строится так: в элементе
a
∈
Σ
{\displaystyle a\in \Sigma }
на i -й позиции стоит 1, если в needle на этой позиции стоит символ a .
В этом и заключается предварительная обработка подстроки needle .
Поскольку на реальных ЭВМ при двоичном сдвиге на освободившееся место приходит 0, часто единицу и ноль меняют ролями. Формула получается
Примечание. Работаем с «перевёрнутыми» битами (0 — совпадает, 1 — нет).
Для простоты работаем с «перевёрнутыми» битами (1 — не совпадает, 0 — совпадает). Предполагается, что needle содержит не более m ошибок в метрике Левенштейна . Нам нужна m +1 копия кортежа T . [3] [4]
где j =1… H , k =0… m . Вектор T (*, −1) состоит из одних единиц. Поиск удачен, если хотя бы в одном из векторов T в строке n окажется ноль. Соответствующее k — количество ошибок.
Очень быстр на подстроках, длина которой (в символах) не превышает длину машинного слова (в битах). Нет никакой регрессии на «плохих» данных.
Алгоритм легко переделывается на приблизительный поиск в метрике Хемминга и даже в метрике Левенштейна , а также на поиск одной из нескольких строк [5] .
При точном поиске не имеет особых преимуществ над другими алгоритмами (например, Бойера—Мура ).
Непонятно, что делать на громадных алфавитах (например, Юникод ). Например, можно разбить один «длинный» символ на несколько, при этом в позициях, некратных длине символа, в R входит не единица, а ноль. Или можно воспользоваться какой-то структурой данных, которая хранила бы « разреженный » массив.
При приблизительном поиске алгоритм указывает конец места, где совпало. Начало этого места найти сложнее, требуется O ( m · n ) дополнительной памяти.
Версия для длинных подстрок программируется несколько сложнее. Понятия « флаг переноса » в языках высокого уровня нет, поэтому приходится либо рассчитывать на удачную оптимизацию , либо оптимизировать код вручную на ассемблере .
Нажимая на кнопку, вы принимаете условия пользовательского соглашения
Верунчик в « Юмор », 14 лет назад
Оксана Шарапова в « Юмор », 13 лет назад
от выпитого или от размера задницы?))
смешно звучит.., но я никогда не напивалась.
моя задница тихая и скромная, приключений никаких не любит, и используется мной строго по назначению !
Немного перестарался с массажем попки
Уборщица напросилась на премию попкой
Большие члены в душе фото