Wstawiamy do pustego drzewa BST kolejno: 3 2 5 4 0 6 1. Wypisując wartości węzłów przy przejściu tego drzewa w porządku inorder, otrzymamy: | |
1024653 |
r |
0123456 |
• |
1024653 |
r |
Mamy graf skierowany złożony z wierzchołków {a} i krawędzi: a->a. Jest on: | |
pełny |
w |
acykliczny |
w |
spójny |
w |
Listę, ze zmodyfikowaną operacjąget, która przesuwa żądany element na koniec listy: | |
warto używać, dla losowych danych. |
r |
warto używać, kiedy większość operacji get tyczy się różnych elementów tej listy |
r |
warto używać, kiedy większość operacji get tyczy się małego podzbioru elementów tej listy |
r |
Jakie jest najlepsze oszacowanie na złożoność problemu znajdowania największego elementu w danej tablicy rozmiaru n: | |
°(n) |
m |
0(l$n) |
r |
0(1) |
w |
Porównując (dla danego algorytmu) złożoność pesymistyczną pamięciową z oczekiwaną pamięciową | |
pierwsza jest (zawsze) gorsza od drugiej |
r |
pierwsza może być lepsza od drugiej |
m |
pierwsza jest (zawsze) nie lepsza od drugiej |
• |
Sortowanie radksort pozwala posortować n elementów szybciej niż w czasie O(r\logr\) m jn dzięki temu, że | |
algorytm countsort jest stabilny |
r |
reprezentacje elementów z sortowanego zbioru mają określoną i stałą ze względu na n długość liczoną w bitach |
r |
nie wykonujemy bezpośrednich operacji na elementach, tylko odwołujemy się do ich reprezentacji bitowej |
r |
Stabilne są algorytmy sortowania | |
Heapsort * Selectionsort |
r |
r | |
Quicksort |
r |
Dla Dosortowanei niemaleiaco tablicy A nastenuiacv alaorvtm: 1=0: n=n-1: while fkolf s=U+n+1V2: if fx<Afsl'l o=s-1: else l=s;} retum(l); | |
oblicza indeks pierwszego wystąpienia największej liczby nieprzekraczającej x |
r |
oblicza indeks ostatniego wystąpienia x w A |
r |
oblicza indeks ostatniego wystąpienia najmniejszej liczby co najmniej równej x |
r |
Przy założeniu, że n>0, a przy tym n jest liczbą parzystą, zaś k jest liczbą całkowitą nieparzystą, dla pętli J — 0){jt+ — ;} poprawnym niezmiennikiem jest | |
parzystość zmiennych j oraz x są zawsze różne |
r |
jeśli pętla wykonała co najmniej 4 obroty, to parzystość x oraz j są takie same, jak cztery obroty pętli wcześniej |
r |
x>0 |
r |
Nazwa struktury danych AVL i związanych z nią algorytmów pochodzi od | |
pierwszych liter nazwisk trzech twórców tej metody |
* |
pierwszych liter angielskiego skrótu opisującego najważniejszą cechę tej struktury |
w |
nazwy uniwersyteckiej ligi siatkówki, której pasjonatami byli jej twórcy |
r |
Mnożenie dwóch n-cyfrowych liczb da się wykonać w czasie | |
0{n‘°9,i)) |
m |
O(n) |
r |
0(n2) |
m |
Algorytm Bluma-Floyda-Pratta-Rivesta-Tarjana znajdowania k-tego co do wielkości elementu w n-elementowym zbiorze zaczyna się od podziału na m-elementowe podzbiory dla m=5. Gdyby | |
analogiczny pomysł wykorzystać dla innej, ale ustalonej z góry liczności m, to liniową złożoność pesymistyczną uzyskalibyśmy dla | |
m = 7 |
r |
m = nf 5 |
r |
m = 3 |
r |
Algorytm Karacuby służy do | |
sortowania |
r |
mnożenia wielomianów |
r |
mnożenia liczb |
w |
Rozważmy algorytm Alg(n)={int k=l, x=l; while (k<n) do k=k+l; x=x*k od). Któraz z wymienionych poniżej formuł jest niezmiennikiem pętli iteracyjnej w algorytmie Alg? | |
x —1+2-|-3-|-...-|-(£—1)+£ |
r |
k<n |
r |
.r = £! i^>£ |
r |
Niech X będzie tablicą n losowych liczb naturalnych oraz SS, IS, QS będą odpowiednio algorytmami sortowania przez selekcję, sortowania przez wybór i sortowania szybkiego, wtedy: | |
W(QS(SS(JS(X))),n) = (?(n) |
r |
A(/5(<?5(X)))n) = 0(fi;(n!)) |
r |
A(<?5(/5(55(X))),n) = 0(n3) |
r |
Załóżmy, że stos 5 zawiera n elementów i że wykonujemy jedynie operacje zdefiniowane w strukturze stosów, wtedy: | |
zdjęcie ze stosu 5 elementu znajdującego się na wysokościn/^ względem góry stosu wymaga wcześniejszego zdjęcia ze stosu n/4±l elementów |
r |
zdjęcie ze stosu 5 elementu znajdującego się na wysokości n względem dołu stosu wymaga wcześniejszego zdjęcia ze stosu n±l elementów |
r |
używając tylko co najwyżej dwóch stosów pomocniczych 51 oraz 52 i operacji stosowych można odwrócić kolejność elementów na stosie 5 |
r |
Rozważmy drzewo T typu AVL powstałe przez losowe wstawianie wierzchołków o etykietach l,2,3,...,n-l,n do początkowo pustej struktury, wtedy: | |
wstawienie wierzchołka z etykietą n+1 do drzewa T wymaga wykonania co najwyżej jednaj co najwyżej podwójnej rotacji |
9 |
wstawienie wierzchołka z etykietą n+1 do drzewa T wymaga wykonania ^(n) rotacji |
r |
wysokość drzewa T jest nie większa niż (n) ? gdzie c jest pewną stałą |
m |
Rozważmy graf pełny & — (V,E)r gdzie V — , wtedy: | |
koszt algorytmu DFS dla rozważanego grafu G jest rzędu |
r |
kolejność odwiedzania wierzchołków grafu G z wierzchołka startowego d przez algorytm DFS jest następująca: d,a,^,6,/,c,e, jeżeli wierzchołki wybieramy w porządku | |
alfabetycznym | |
kolejność odwiedzania wierzchołków grafu G z wierzchołka startowego d przez algorytm DFS jest następująca: jeżeli wierzchołki wybieramy w porządku | |
alfabetycznym | |
Rozważmy algorytm sortowania przez zliczanie CS zastosowany do sortowania n-elementowego ciągu binarnego X, wtedy: | |
5(C5(X),n) = 0(n) |
r |
A(CS(X),n)^W(CS(X),n) |
r |
T(CS(X),n,m) = CB(n+m) ^ g^e m jest stałą nie większą niż 4 |
r |
Rozważmy graf ^ — W-^), gdzie M n i n>10? w którym algorytmy DFS oraz BFS generują ten sam ciąg etykiet odwiedzanych wierzchołków z pewnego wierzchołka źródłowego, wtedy graf | |
G może być: | |
grafem-drzewem binarnym wysokości ^(^(n)) |
r |
graf-drzewem binarnym wysokości n—1 |
r |
grafem-pierścieniem, tj. grafem spójnym takim, że M —1-^1 oraz deg(v) = 2^ każdego v będącego elementem zbioru V |
r |