Złożoność obliczeniowa sekwencji Fibonacciego


330

Rozumiem notację Big-O, ale nie wiem, jak ją obliczyć dla wielu funkcji. W szczególności starałem się zrozumieć złożoność obliczeniową naiwnej wersji sekwencji Fibonacciego:

int Fibonacci(int n)
{
    if (n <= 1)
        return n;
    else
        return Fibonacci(n - 1) + Fibonacci(n - 2);
}

Jaka jest złożoność obliczeniowa sekwencji Fibonacciego i jak jest obliczana?



3
Zobacz sekcję formularza macierzy tutaj: en.wikipedia.org/wiki/Fibonacci_number . wykonując tę ​​macierz ^ n (w sprytny sposób) możesz obliczyć Fib (n) w O (lg n). Sztuką jest wykonywanie funkcji zasilania. Jest bardzo dobry wykład na iTunesU na temat tego dokładnie problemu i jak go rozwiązać w O (lg n). Kurs jest wstępem do algorytmów z wykładu MIT 3 (jest absolutnie darmowy, więc sprawdź go, jeśli jesteś zainteresowany)
Aly

1
Żaden z powyższych komentarzy nie dotyczy pytania, które dotyczy złożoności obliczeniowej wersji naiwnej (w opublikowanym kodzie), a nie bardziej inteligentnych wersji, takich jak forma matrycowa lub obliczenia nierekurencyjne.
Josh Milthorpe

Bardzo fajne wideo , które mówi o złożoności dolnej granicy (2 ^ n / 2) i złożoności górnej granicy (2 ^ n) implementacji rekurencyjnej.
RBT

1
Dodatkowe pytanie: czy naiwna implementacja serii Fibonacciego powinna być iteracyjna czy rekurencyjna ?
RBT

Odpowiedzi:


374

Modelujesz funkcję czasu do obliczenia Fib(n)jako sumę czasu do obliczenia Fib(n-1)plus czas do obliczenia Fib(n-2)plus czas do ich dodania ( O(1)). Fib(n)Zakłada się, że powtórne oceny tego samego zajmują ten sam czas - tzn. Nie stosuje się zapamiętywania.

T(n<=1) = O(1)

T(n) = T(n-1) + T(n-2) + O(1)

Rozwiązujesz tę relację powtarzalności (na przykład używając funkcji generujących) i otrzymujesz odpowiedź.

Alternatywnie możesz narysować drzewo rekurencji, które będzie miało głębokość ni intuicyjnie zorientuje się, że ta funkcja jest asymptotycznie . Następnie możesz udowodnić swoje przypuszczenie poprzez indukcję.O(2n)

Baza: n = 1jest oczywista

Zakładamy , dlategoT(n-1) = O(2n-1)

T(n) = T(n-1) + T(n-2) + O(1) co jest równe

T(n) = O(2n-1) + O(2n-2) + O(1) = O(2n)

Jednak, jak zauważono w komentarzu, nie jest to ścisłe ograniczenie. Ciekawym faktem na temat tej funkcji jest to, że T (n) jest asymptotycznie taka sama jak wartość, Fib(n)ponieważ oba są zdefiniowane jako

f(n) = f(n-1) + f(n-2).

Liście drzewa rekurencyjnego zawsze zwracają 1. Wartość Fib(n)jest sumą wszystkich wartości zwróconych przez liście w drzewie rekurencyjnym, która jest równa liczbie liści. Ponieważ każdy liść potrzebuje O (1) do obliczenia, T(n)jest równy Fib(n) x O(1). W związku z tym ścisłym związkiem tej funkcji jest sama sekwencja Fibonacciego (~ ). Możesz dowiedzieć się o tej ścisłej więzi, korzystając z funkcji generowania, o których wspomniałem powyżej.θ(1.6n)


29
Dowód również indukcyjny. Miły. +1
Andrew Rollings,

Chociaż granica nie jest ciasna.
Kapitan Segfault,

@Captain Segfault: Tak. Wyjaśniłem odpowiedź. Będziesz mocno związany metodą GF, jak napisałem powyżej.
Mehrdad Afshari,

Potraktuj swój StackOverflowException jako żart. Czas wykładniczy jest dość łatwo zauważalny przy raczej niewielkich wartościach n.
David Rodríguez - dribeas

1
„Alternatywnie możesz narysować drzewo rekurencyjne, które będzie miało głębokość n i intuicyjnie zorientuje się, że ta funkcja ma asymptotycznie wartość O (2n).” - To jest całkowicie fałszywe. Złożoność czasu wynosi O (golden_ratio ^ n). Nigdy nie zbliża się do O (2 ^ n). Gdybyś mógł sięgnąć w nieskończoność, zbliżyłby się do O (golden_ratio ^ n). Taka jest asymptota, odległość między dwiema liniami musi zbliżyć się do 0.
Bob

133

Wystarczy zadać sobie pytanie, ile instrukcji należy wykonać, aby F(n)je wypełnić.

Na F(1)odpowiedź jest 1(pierwsza część warunkowa).

Ponieważ F(n)odpowiedź brzmi F(n-1) + F(n-2).

Jaka funkcja spełnia te zasady? Wypróbuj n (a> 1):

a n == a (n-1) + a (n-2)

Podziel przez (n-2) :

a 2 == a + 1

Rozwiąż ai otrzymasz (1+sqrt(5))/2 = 1.6180339887, inaczej zwany złotym współczynnikiem .

Zajmuje to zatem czas wykładniczy.


8
Dowód indukcyjny. Miły. +1
Andrew Rollings,

2
30 głosów za błędną odpowiedzią? :-) Czy wynika z tego, że 1 = F (1) = (1 + sqrt (5)) / 2? A co z drugim rozwiązaniem (1-sqrt (5)) / 2?
Carsten S

1
Nie, 1 nie jest równe 1 + 1. Funkcja spełniająca te reguły jest wymieniona w pytaniu.
molbdnilo

6
Odpowiedź nie jest zła. Ma rację bezobjawowo. Drugie rozwiązanie jest negatywne, więc fizycznie nie ma sensu.
Da Teng

10
Czy ktoś może wyjaśnić, w jaki sposób ^ n == a ^ (n-1) + a ^ (n-2) spełnia te zasady? W jaki sposób jest dokładnie spełniony, proszę podać konkretne.
szczery

33

Zgadzam się z pgaur i rickerbh, złożoność rekurencyjnego fibonacciego to O (2 ^ n).

Doszedłem do tego samego wniosku raczej uproszczeniem, ale nadal uważam, że jest to uzasadnione uzasadnienie.

Po pierwsze, chodzi o ustalenie, ile razy wywoływana jest funkcja rekurencyjna Fibonacciego (F () odtąd) podczas obliczania N-tej liczby Fibonacciego. Jeśli zostanie wywołany raz na numer w sekwencji od 0 do n, wówczas mamy O (n), jeśli zostanie wywołany n razy dla każdego numeru, otrzymamy O (n * n) lub O (n ^ 2), i tak dalej.

Tak więc, gdy F () jest wywoływana dla liczby n, liczba wywołań F () dla danej liczby od 0 do n-1 rośnie, gdy zbliżamy się do 0.

Na pierwszy rzut oka wydaje mi się, że jeśli ułożymy to wizualnie, narysowanie jednostki za każdym razem, gdy F () jest wywoływane dla danej liczby, mokro uzyskuje rodzaj piramidy (to znaczy, jeśli centrujemy jednostki poziomo ). Coś takiego:

n              *
n-1            **
n-2           ****  
...
2           ***********
1       ******************
0    ***************************

Pytanie brzmi: jak szybko powiększa się podstawa tej piramidy, gdy n rośnie?

Weźmy prawdziwy przypadek, na przykład F (6)

F(6)                 *  <-- only once
F(5)                 *  <-- only once too
F(4)                 ** 
F(3)                ****
F(2)              ********
F(1)          ****************           <-- 16
F(0)  ********************************    <-- 32

Widzimy, że F (0) jest wywoływany 32 razy, czyli 2 ^ 5, co w tym przypadku próbki wynosi 2 ^ (n-1).

Teraz chcemy wiedzieć, ile razy F (x) jest wywoływane, i widzimy, ile razy F (0) jest wywoływane, jest tylko częścią tego.

Jeśli przenosimy mentalnie wszystkie * z linii F (6) do linii F (2) do linii F (1), widzimy, że linie F (1) i F (0) mają teraz równą długość. Co oznacza, że ​​całkowite czasy F () są wywoływane, gdy n = 6 wynosi 2x32 = 64 = 2 ^ 6.

Teraz pod względem złożoności:

O( F(6) ) = O(2^6)
O( F(n) ) = O(2^n)

3
F (3) zostaje wywołany tylko 3 razy, a nie 4 razy. Druga piramida jest zła.
Avik

2
F (3) = 3, F (2) = 5, F (1) = 8, F (0) = 5. Naprawiłbym to, ale nie sądzę, żebym mógł uratować tę odpowiedź za pomocą edycji.
Bernhard Barker,

31

W MIT jest bardzo miła dyskusja na temat tego konkretnego problemu . Na stronie 5 podkreślają, że jeśli założymy, że suma zajmuje jedną jednostkę obliczeniową, czas wymagany do obliczenia Fib (N) jest bardzo ściśle związany z wynikiem Fib (N).

W rezultacie możesz przejść bezpośrednio do bardzo zbliżonego przybliżenia serii Fibonacciego:

Fib(N) = (1/sqrt(5)) * 1.618^(N+1) (approximately)

i powiedzmy zatem, że najgorszym przypadkiem naiwnego algorytmu jest

O((1/sqrt(5)) * 1.618^(N+1)) = O(1.618^(N+1))

PS: Dyskusja na temat wyrażenia w formie zamkniętej liczby N-tego Fibonacciego na Wikipedii, jeśli chcesz uzyskać więcej informacji.


Dzięki za link do kursu. Bardzo ładna obserwacja
SwimBikeRun

16

Możesz go rozwinąć i mieć wizualizację

     T(n) = T(n-1) + T(n-2) <
     T(n-1) + T(n-1) 

     = 2*T(n-1)   
     = 2*2*T(n-2)
     = 2*2*2*T(n-3)
     ....
     = 2^i*T(n-i)
     ...
     ==> O(2^n)

1
Rozumiem pierwszą linię. Ale dlaczego <na końcu jest mniej niż postać ? Jak się dostałeś T(n-1) + T(n-1)?
Quazi Irfan

@QuaziIrfan: D to strzała. -> [(nie mniej niż). Przepraszam za zamieszanie dotyczące ostatniej linii]. W pierwszym wierszu, cóż ... T(n-1) > T(n-2)Więc mogę zmienić T(n-2)i umieścić T(n-1). Dostanę tylko wyższą granicę, która nadal obowiązujeT(n-1) + T(n-2)
Tony Tannous,

10

Jest on ograniczony na dolnym końcu 2^(n/2)i na górnym końcu przez 2 ^ n (jak zauważono w innych komentarzach). Ciekawym faktem tej rekurencyjnej implementacji jest to, że ma ona ścisłą asymptotyczną granicę samego Fib (n). Fakty te można streścić:

T(n) = Ω(2^(n/2))  (lower bound)
T(n) = O(2^n)   (upper bound)
T(n) = Θ(Fib(n)) (tight bound)

Jeśli chcesz, ciasne ograniczenie można jeszcze bardziej zmniejszyć za pomocą zamkniętej formy .


10

Odpowiedzi na dowody są dobre, ale zawsze muszę wykonać kilka iteracji ręcznie, aby naprawdę się przekonać. Narysowałem więc małe drzewo wywołujące na mojej tablicy i zacząłem liczyć węzły. Dzielę swoje liczby na wszystkie węzły, węzły liści i węzły wewnętrzne. Oto co mam:

IN | OUT | TOT | LEAF | INT
 1 |   1 |   1 |   1  |   0
 2 |   1 |   1 |   1  |   0
 3 |   2 |   3 |   2  |   1
 4 |   3 |   5 |   3  |   2
 5 |   5 |   9 |   5  |   4
 6 |   8 |  15 |   8  |   7
 7 |  13 |  25 |  13  |  12
 8 |  21 |  41 |  21  |  20
 9 |  34 |  67 |  34  |  33
10 |  55 | 109 |  55  |  54

To, co natychmiast się wyskakuje, to liczba węzłów liści fib(n). Zauważyłem jeszcze kilka iteracji, że liczba wewnętrznych węzłów jest fib(n) - 1. Dlatego całkowita liczba węzłów wynosi 2 * fib(n) - 1.

Ponieważ upuść współczynniki przy klasyfikacji złożoności obliczeniowej, ostateczna odpowiedź θ(fib(n)).


(Nie, nie narysowałem pełnego 10-
poziomowego

Fajnie, zastanawiałem się, ile dodatkowych dodatków rekurencyjny Fib zrobił. To nie tylko dodawanie 1do jednego akumulatora Fib(n)razy, ale interesujące, że wciąż jest dokładnie θ(Fib(n)).
Peter Cordes

Zauważ, że niektóre (najbardziej) rekurencyjne implementacje poświęcają czas na dodawanie 0, jednak: podstawowymi przypadkami rekurencji są 0i 1, ponieważ tak się dzieje Fib(n-1) + Fib(n-2). Prawdopodobnie odpowiedź 3 * Fib(n) - 2z tej tylko linku jest dokładniejsza dla całkowitej liczby węzłów, a nie 2 * Fib(n) - 1.
Peter Cordes

Nie mogę uzyskać takich samych wyników w węzłach liści. Począwszy od 0: F (0) -> 1 liść (sam); F (1) -> 1 liść (sam); F (2) -> 2 liście (F (1) i F (0)); F (3) -> 3 liście; F (5) -> 8 liści; itp.
alexlomba87

9

Złożoność czasową algorytmu rekurencyjnego można lepiej oszacować przez narysowanie drzewa rekurencyjnego. W tym przypadku relacja powtarzalności dla narysowanego drzewa rekurencyjnego wynosiłaby T (n) = T (n-1) + T (n-2) + O (1) zauważ, że każdy krok wymaga O (1), co oznacza stały czas, ponieważ wykonuje tylko jedno porównanie, aby sprawdzić wartość nw bloku, jeśli drzewo rekurencji wyglądałoby jak

          n
   (n-1)      (n-2)
(n-2)(n-3) (n-3)(n-4) ...so on

Powiedzmy tutaj, że każdy poziom powyższego drzewa jest oznaczony przez:

i
0                        n
1            (n-1)                 (n-2)
2        (n-2)    (n-3)      (n-3)     (n-4)
3   (n-3)(n-4) (n-4)(n-5) (n-4)(n-5) (n-5)(n-6)

powiedzmy, że przy określonej wartości i drzewo kończy się, taki przypadek miałby miejsce, gdy ni = 1, stąd i = n-1, co oznacza, że ​​wysokość drzewa wynosi n-1. Zobaczmy teraz, ile pracy wykonano dla każdej z n warstw w drzewie. Zauważ, że każdy krok zajmuje czas O (1), jak podano w relacji powtarzalności.

2^0=1                        n
2^1=2            (n-1)                 (n-2)
2^2=4        (n-2)    (n-3)      (n-3)     (n-4)
2^3=8   (n-3)(n-4) (n-4)(n-5) (n-4)(n-5) (n-5)(n-6)    ..so on
2^i for ith level

ponieważ i = n-1 to wysokość pracy drzewa wykonanej na każdym poziomie będzie

i work
1 2^1
2 2^2
3 2^3..so on

Stąd suma wykonanej pracy będzie sumą pracy wykonanej na każdym poziomie, stąd będzie to 2 ^ 0 + 2 ^ 1 + 2 ^ 2 + 2 ^ 3 ... + 2 ^ (n-1), ponieważ i = n-1. Według szeregów geometrycznych suma ta wynosi 2 ^ n, stąd całkowita złożoność czasu wynosi O (2 ^ n)


2

Według mnie jest O(2^n)tak, ponieważ w tej funkcji tylko rekurencja zajmuje dużo czasu (dziel i zwyciężaj). Widzimy, że powyższa funkcja będzie kontynuowana w drzewie, dopóki liście nie zbliżą się, gdy osiągniemy poziom F(n-(n-1))tj F(1). Tak więc tutaj, gdy zanotujemy złożoność czasową występującą na każdej głębokości drzewa, seria podsumowań jest następująca:

1+2+4+.......(n-1)
= 1((2^n)-1)/(2-1)
=2^n -1

to jest kolejność 2^n [ O(2^n) ].


1

Naiwna rekurencyjna wersja Fibonacciego jest z założenia wykładnicza ze względu na powtarzalność w obliczeniach:

W katalogu głównym obliczasz:

F (n) zależy od F (n-1) i F (n-2)

F (n-1) ponownie zależy od F (n-2) i F (n-3)

F (n-2) ponownie zależy od F (n-3) i F (n-4)

wtedy na każdym poziomie są 2 wywołania rekurencyjne, które marnują dużo danych w obliczeniach, funkcja czasu będzie wyglądać następująco:

T (n) = T (n-1) + T (n-2) + C, ze stałą C.

T (n-1) = T (n-2) + T (n-3)> T (n-2) następnie

T (n)> 2 * T (n-2)

...

T (n)> 2 ^ (n / 2) * T (1) = O (2 ^ (n / 2))

Jest to tylko dolna granica, która do celów analizy powinna wystarczyć, ale funkcja czasu rzeczywistego jest współczynnikiem stałej według tej samej formuły Fibonacciego, a forma zamknięta jest znana jako wykładniczy złoty współczynnik.

Ponadto można znaleźć zoptymalizowane wersje Fibonacciego za pomocą programowania dynamicznego, takiego jak to:

static int fib(int n)
{
    /* memory */
    int f[] = new int[n+1];
    int i;

    /* Init */
    f[0] = 0;
    f[1] = 1;

    /* Fill */
    for (i = 2; i <= n; i++)
    {
        f[i] = f[i-1] + f[i-2];
    }

    return f[n];
}

Jest to zoptymalizowane i wykonuje tylko n kroków, ale ma również charakter wykładniczy.

Funkcje kosztów są definiowane od wielkości wejściowej do liczby kroków w celu rozwiązania problemu. Gdy zobaczysz dynamiczną wersję Fibonacciego ( n kroków do obliczenia tabeli) lub najłatwiejszy algorytm do ustalenia, czy liczba jest liczbą pierwszą ( sqrt (n) do analizy poprawnych dzielników liczby). możesz myśleć, że te algorytmy to O (n) lub O (sqrt (n)), ale to po prostu nieprawda z następującego powodu: Dane wejściowe do Twojego algorytmu to liczba: n , używając notacji binarnej wielkość wejściowa dla liczba całkowita n to log2 (n), a następnie zmiana zmiennej

m = log2(n) // your real input size

poznajmy liczbę kroków w zależności od wielkości wejściowej

m = log2(n)
2^m = 2^log2(n) = n

koszt algorytmu w zależności od wielkości wejściowej wynosi:

T(m) = n steps = 2^m steps

i dlatego koszt jest wykładniczy.


1

Można to łatwo obliczyć za pomocą wywoływania funkcji diagramu. Po prostu dodaj wywołania funkcji dla każdej wartości n i sprawdź, jak rośnie liczba.

Big O oznacza O (Z ^ n), gdzie Z jest złotym stosunkiem lub około 1,62.

Zarówno liczby Leonardo, jak i liczby Fibonacciego zbliżają się do tego współczynnika, gdy zwiększamy n.

W przeciwieństwie do innych pytań Big O, zmienność danych wejściowych nie jest zmienna, a zarówno algorytm, jak i implementacja algorytmu są jasno określone.

Nie ma potrzeby stosowania złożonej matematyki. Po prostu wykreśl poniższe wywołania funkcji i dopasuj funkcję do liczb.

Lub jeśli znasz złoty podział, rozpoznasz go jako taki.

Ta odpowiedź jest bardziej poprawna niż odpowiedź zaakceptowana, która twierdzi, że zbliży się do f (n) = 2 ^ n. Nigdy nie będzie. Zbliża się do f (n) = golden_ratio ^ n.

2 (2 -> 1, 0)

4 (3 -> 2, 1) (2 -> 1, 0)

8 (4 -> 3, 2) (3 -> 2, 1) (2 -> 1, 0)
            (2 -> 1, 0)


14 (5 -> 4, 3) (4 -> 3, 2) (3 -> 2, 1) (2 -> 1, 0)
            (2 -> 1, 0)

            (3 -> 2, 1) (2 -> 1, 0)

22 (6 -> 5, 4)
            (5 -> 4, 3) (4 -> 3, 2) (3 -> 2, 1) (2 -> 1, 0)
                        (2 -> 1, 0)

                        (3 -> 2, 1) (2 -> 1, 0)

            (4 -> 3, 2) (3 -> 2, 1) (2 -> 1, 0)
                        (2 -> 1, 0)

1
Czy możesz podać jakieś źródło roszczenia dotyczącego złotego podziału?
Nico Haase

Korzystając z naszej strony potwierdzasz, że przeczytałeś(-aś) i rozumiesz nasze zasady używania plików cookie i zasady ochrony prywatności.
Licensed under cc by-sa 3.0 with attribution required.