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Geometrische Datenstrukturen Haozhe Chen Aaron Richardson.

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Präsentation zum Thema: "Geometrische Datenstrukturen Haozhe Chen Aaron Richardson."—  Präsentation transkript:

1 Geometrische Datenstrukturen Haozhe Chen Aaron Richardson

2 Range Trees 1D Range Tree: Ein Balance Binärbaum Jeder Blatt repräsentiert eine Punkte Jeder Innerknoten marken die größte Punkt an seinem Linken Teilbaum. Alle Elemente in dem rechten Teilbaum sind Größer als die Stamminnerknoten.

3 Konstruieren Sortieren die Punkte. Fügen die Punkte in die Blätter. Suchen das Median aus, als die Begrenz teilt die Bereich zu 2 Teilen. Linkes Teil speichert im Linken Teilbaum, rechtes Teil speichert im rechten Teilbaum. Speichen die Wert der größten Punkt an dem linken Teilbaum in diesem Stamminnerknoten.

4 Komplexität Speicherbedarf: O(n) Konstruierungszeit: O(nlogn) Laufzeit der Abfrage nach die punkte in einem gegebenen Bereich: O(k+logn)

5 2D Range Tree Hauptbaum ist ein mit X Koordinate konstruiertes 1D Range Tree. Zubehöriger Baum ist ein mit Y Koordinate konstruiertes 1D Range Tree. Jeder Innerknoten repräsentiert einen zubehörigen Baum mit gleichen Blättern von seinem Teilbäume.

6 Komplexität Queryzeit: O((logn)^2 + k) Speicherbedarf: O(nlogn) Konstruierungszeit: O(nlogn)

7 kd-Trees Aufgabe: Suche nach einer Menge von Punkten innerhalb eines Quadrats [x, x] × [y, y], x < x, y < y. Ein Punkt p := (p x, p y ) liegt im Quadrat genau dann wenn p x [x, x] und p y [y, y]

8 Algorithm: BuildKdTree (P, Depth) Input: A set of points p and the current depth depth Output: The root of a kd-Tree storing P. 1: if P contains only one point 2: then return leaf with this point. 3: else if depth is even 4: then ist the median x-coordinate in P, then split P into two subsets with all points in P 1 smaller or equal to in the x-coordinate and P 2 the set of point with x-coordinate larger than. 5: else ist the median y-coordinate in P, then split P into two subsets with all points in P 1 smaller or equal to in the y-coordinate and P 2 the set of point with y-coordinate larger than. 6: νleft := BuildKDTree(P 1, depth + 1) 7: νright := BuildKDTree(P 2, depth + 1) 8: create node ν storing, make ν left left child of ν and make ν right right child of ν. 9: return ν

9 Komplexität: BuildKdTree So ist die Aufbauzeit von n Punkten (nachdem sie nach x oder y einsortiertsind) ist T (n) = (O(1) )if n = 1. O(n) + 2T ( n/2 ) if n > 1. was am Ende O(n log n) ist. Da auch das Sortieren O(n log n) ist, hat man eine Laufzeit von O(n log n).

10 Algorithm: SearchKDTree (ν, R) Input: root of kd-tree and range R:=[x,x'] x [y,y'] Output: points at leaves below v that lie in range 1: if ν is leaf 2: then report point stored at ν if it lies in R. 3: else if region((lc(ν)) is fully contained in R. 4: then ReportSubtree(lc((ν))) 5: else if region((lc(ν)) intersects R. 6: then SearchKDTree(lc(ν)) 7: if region((rc(ν)) is fully contained in R. 8: then ReportSubtree(rc((ν))) 9: else if region((rc(ν)) intersects R. 10: then SearchKDTree(rc(ν))

11 Kömplexität: SearchKDTree So ist die Zahl der Nodes, die eine senkrechte Gerade treffen, genau Q(n) = (O(1)) if n = T (n/4)if n > 1. oder nach Induktion Q(n) = O(n). Q(n) gilt auch für waagerechte Geraden und allgemein für die Grenze eines Quadrats. (Die Grenzen müssen parellel mit den Achsen sein.) So ist die Komplexität der Abfrage O(n + k).

12 Intervallbäume Staat Punkte wollen wir nun Segmente archivieren und abfragen. Die Segmente sind hier eindimensional. Jedes Node des Baumes hat einen Wert x mid. Am jedem Node eines Baume speichern wir nur die Intervalle, die sog. Mittelintervalle,die den Punkt x mid hat. Alle Intervalle links und rechts von x mid werden in den Unternodes gespeichert.

13 Algorthm:ConstrctIntervalTree Input: set I of intervals on the real line Output: root of an internal tree for I 1: if I = empty set; 2: then return empty leaf 3: else 4: create node ν. Compute x mid, the median of the set of interval endpoints, and store x mid with ν. 5: Sort out I mid, I left and I right.Constuct two sorted lists for Imid: a list L left (ν) sorted on left endpoint and list L right (ν) sorted on right endpoint. 6: lc(ν):= ConstructIntervalTree(L left ) 7: rc(ν):= ConstructIntervalTree(L right ) 8: return ν

14 Komplexität: ConstrctIntervalTree Um die Listen L left (ν) und L right (ν) zu sortieren brauchen wir O(n mid log n mid ) in jedem Node oder O(n log n) insgesamt.

15 Algorithm: QueryIntervalTree (ν, R) Input: root ν of interval tree and query point q x Output: All intervals that contain q x 1: if ν is not a leaf 2: then if (q x < x mid (ν) 3: then walk along list L left (ν), starting at leftmost endpoint, reporting all the intervals that contain q x. Stop as soon intervall does not contain qx. 4: QueryIntervallTree (lc(ν), qx) 5: else walk along list L right (ν), starting at rightmost endpoint,reporting all the intervals that contain q x. Stop as soon intervalldoes not contain q x. 6: QueryIntervallTree (rc(ν), q x )

16 Komplexität: QueryIntervalTree Ein Query an jedem Node braucht O(1+k v ) Zeit (k v sind die Imid Intervallen am Node ν zurückgegeben) und für alle Nodes braucht man O(log n + k) Zeit.

17 Priorität-Suchbäume Wir nehmen wieder an, die Punkte sind zweidimensional und haben paarweise verschiedene x- und y-Koordinaten. Wir suchen nach allen Punkten in einem Range (, q x ] × [q y, q' y ]) im Baum T.

18 Der Baum wird so gebaut: wenn P = 0 dann der Baum hat ein leeres Blatt sonst sei p min der Punkt in P mit kleinster x-Koordinate. Es sei y mid Medien von den y-Koordinate. Dann ist P below := {p P\{p min } : p y < y mid } P above := {p P\{p min } : p y > y mid } So jeder (Unter)baum hat Node ν und die x- und y-Koordinate vom Node sind gespeichert. linker Unterbaum von ν is Priorität-Suchbaum von P below rechter Unterbaum von ν is Priorität-Suchbaum von P above

19 Algorithm: QueryPrioSearchTree (T, (1, qx] × [qy, q]) Input: A priority search tree and a range, unbounded to the left. Output: All points lying in the range. 1: Search with q y and q y in T. Let ν split be the node where the two search paths split. 2: for each node ν on the search path of q y or q y 3: do if p(ν) in (1, qx]x[q y, q y ]then report p(v) 4: for each node ν on the path of q y in the left subtree of vsplit 5: do if the search path goes left at ν 6: then ReportInSubtree(rc(ν), q x ) 7: for each node ν on the path of q y in the right subtree of vsplit 8: do if the search path goes left at ν 9: then ReportInSubtree(rc(ν), q x )

20 Algorithm: ReportInSubtree (ν,qx) Input: The root ν of a subtree of a priority search tree and value q x Output: All points in the subtree with x- coordinate at most q x 1: if ν is not leaf and (p(ν)) x <= q x 2: then report P(ν)) 3: ReportInSubtree (lc(ν), qx) 4: ReportInSubtree (rc(ν), qx)

21 Komplexität: QueryPrioSearchTree Der Algorithmus braucht O(n) Platz (jeder Punkt einmal gespeichert) und kann in O(n log n) aufgebaut sein. Für eine Anfrage brauchen wir O(log n + k) Zeit.

22 Segment-Bäume Elementares Segment Segment-Bäume –Vollständige Binärbäume –Jeder Blatt präsentiert ein elementares Segment –Jeder Innerknoten präsentiert eine Vereingung der Blätten an seinen Teilbäumen.

23 Konstruieren Sortiere alle Endepunkte Bauen einen leeren vollständigen Binärbaum Fügen die elementare Segmente ein Fügen die Vereinigung der elementaren Segmenten an die Innerknoten ein

24 Intervalllist Fügen die Knoten in die Intervalllist ein.

25 Intervalllist Das Einfügen eines Intervalls ist in O(logN) Schritten ausführbar.

26 Komlexität Speicherbedarf: O(n log n) Aufbauzeit: O(n log n)

27 Danke + Frage ?


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