Revizia anterioară Revizia următoare
Solutii Happy Coding 2007 
Abc2
O prima abordare care ar parea sa aiba sanse de a obtine punctaj maxim este de a construi un trie al cuvintelor. Cu ajutorul acestui trie putem verifica in complexitate O(L) daca exista vreun cuvant care sa se termine la fiecare pozitie i din sir. Totusi, aceasta solutie are complexitate O(L*lungime text mare) si nu se incadreaza in timp.
Optimizarea consta in construirea automatului finit determinist asociat celor N cuvinte. Acest automat poate fi construit in complexitate O(N*L), conform algoritmului Aho-Corasick. Modul de constructie este asemanator calculului functiei prefix din algoritmul KMP. Construim trie-ul cuvintelor, apoi, pentru un nod X al trie-ului, determinam nodul din trie care corespunde celui mai lung sir de caractere care este sufix al sirului asociat nodului X. Putem calcula aceste valori pe nivele, intrucat un nod Y de tipul celui mentionat mai sus se va afla intotdeauna pe un nivel superior nodului X (dar nu neaparat pe calea de la radacina trie-ului pana la nodul X). Acest automat se poate folosi apoi in cadrul parcurgerii textului dat. Incepem din starea corespunzatoare sirului vid (radacina trie-ului). De fiecare data cand trecem la urmatorul caracter, incercam sa trecem in nodul din trie ce corespunde caracterului respectiv si este fiu al starii curente. Daca acest nod nu exista, la fel ca la KMP, trecem in starea corespunzatoare "prefixului-sufix" al starii curente si repetam acest lucru pana cand ajungem in radacina trie-ului sau intr-un nod care are un fiu ce corespunde caracterului urmator din sir. Daca ajungem intr-un nod ce corespunde unei stari finale, atunci am gasit o aparitie a unui cuvant.
Solutia oficiala foloseste un algoritm de constructie a unui automat finit determinist avand complexitate O(N*L2). Se va construi trie-ul cuvintelor, apoi, pe baza acestui trie, se va calcula un automat care are un numar de stari egal cu numarul de noduri ale trie-ului. Pentru fiecare stare X si fiecare caracter c, se va calcula functia nextState[X,c], reprezentand starea ce corespunde celui mai lung sir care este un subsir al sirului corespunzator starii X concatenat cu caracterul c. Pentru starile X ce au fiu in trie corespunzator unui caracter c, nextState[X,c] va fi egal cu acest fiu. Pentru celelalte caractere si o stare X, vom avea O(L) stari candidate. Mai exact, sa consideram ca TX este tatal nodului X in trie (presupunand ca X nu este radacina trie-ului) si ca avem starile Q0, Q1, .., QP stari ce corespund sufixelor de lungime 0, 1, .., P ale sirului corespunzator nodului TX (acest sir are P+1 caractere). Atunci multimea de stari R1, .., RP+1 avand aceeasi semnificatie pentru nodul X se calculeaza ca fiind R1=fiu[Q0,u], R2=fiu[Q1,u], .., RP+1=fiu[QP,u], unde X=fiu[TX,u], adica fiul nodului TX, ce corespunde caracterului u. La aceasta multime vom adauga pe R$0$=radacina trie-ului (ce corespunde sirului vid). nextState[X,c] va fi egal cu sirul de lungime maxima dintre sirurile corespunzatoare nodurilor fiu[Ri,c], cu 0 ≤ i ≤ P+1. Se observa usor ca pentru orice nod X pot exista cel mult O(L) stari candidate, deoarece sirul corespunzator unui nod X are O(L) caractere.
O solutie mai simpla si care ar obtine punctajul maxim consta in folosirea unor functii de hash, ca in algoritmului Rabin-Karp. Aceste functii trebuie sa fie calculabile usor (in O(1)) atunci cand avem valoarea hash-ului pentru un sir S si dorim sa calculam valoarea pentru sirul S' obtinut prin adaugarea unui caracter la dreapta lui S si inlaturarea unui caracter din stanga lui S. Cateva variante de functii de hash ar putea fi urmatoarele:
- functii polinomiale, cu puteri de numere prime: (cN*PN + cN-1*PN-1 + c1*P + c0) mod Q (P si Q numere prime)
- scrierea sirurilor ca numere in baza 3 (intrucat alfabetul consta doar din 3 litere) => este ideea de mai sus, dar cu P=3.
Probleme asemanatoare
* Dangerous Pattern / ZJU
Tritzi
Regine2
Rfinv
Pali
Furnica
Flori2
Bitmap
Cascaval
Cercuri3
Antitero
Sistem2
Optic
Zvon
Solutia "oficiala" are complexitatea O(N*logN) si presupune calculul urmatoarelor valori:
- TMIN[i] = timpul minim necesar pentru a propaga zvonul in subarborele lui i, din momentul in care i afla zvonul. In mod clar, TMIN1 reprezinta rezultatul cautat.
Pentru a calcula TMIN[i], vom calcula intai valorile TMIN ale fiiilor lui i, pe care le vom sorta apoi descrescator: TMIN[f1] ≥ TMIN[f2] ≥ .. ≥ TMIN[fK]. Ordinea in care i va transmite zvonul fiilor sai este chiar ordinea descrescatoare a valorilor TMIN a acestora. In aceste conditii, TMIN[i] = maxim { 1 + TMIN[f1], 2 + TMIN[f2], .., K + TMIN[fK] }.
