データ構造とアルゴリズム

第十回 (2012年12月14日)

文字列照合のアルゴリズム

http://www.sw.it.aoyama.ac.jp/2012/DA/lecture10.html

Martin J. Dürst

© 2008-12 Martin J. Dürst 青山学院大学

目次

• これからの予定
• 前回のまとめ
• 問題の概要
• 素朴な実装
• Rabin-Karp のアルゴリズム
• Knuth-Morris-Pratt のアルゴリズム
• Boyer-Moore のアルゴリズム
• まとめ

これからの予定

• 12月21日 (金): 11回目の授業
• 1月11日 (金): 12回目の授業
• 1月15日 (火曜日1限、補講): 13回目の授業
• 1月18日 (金): 14回目の授業
• 1月21日~2月2日: 期末試験

補講についての注意

前回のまとめ

• ハッシュ法ではハッシュ関数を使って
  • データのキーを挽き混ぜ
  • できるだけ均等に分散
• 結果として、辞書の検索、挿入、削除が全て O(1) で可能
• 激突の場合、チェイン法または開番地法を使用
• Ruby などのプログラム言語でハッシュは非常に便利なデータ構造
• Ruby 内のハッシュの実装はチェイン法を使用

文字列照合の概要

長い文書の中に短いパターンを見つける

• 長さ n の文字列「文書」(text t)
  
• 長さ m の文字列「パターン」(pattern p)
  
• 文書の中にパターンを探索 (有無・場所・数)
• 場所は普通 shift という
• shift s の t の部分文字列を t_s と書く
• 文字列 t の s 個目の文字を t[s] と書く

文字列照合の状況

• n と m の関係 (一般には m ≪ n)
• 検索の回数・パターンの数
• 文字の数 (アルファベットの大きさ、b)
  • ビット列: b = 2
  • 遺伝子: b = 4 (ヌクレオチド) 又は b ≅ 20 (蛋白質)
  • 欧米などの文書: b ≅ 26~256
  • 東アジア: b ≅ 数千

素朴な実装

• 文書の全ての長さ m の部分文字列をパターンと比較
• 部分列の数が n-m+1
• 部分列一つをパターンと比較するのは O(m)
• 超単純な実装は必ず O(nm)
• 比較を速い段階で打ち切ると:
  • 一般の場合、計算量は O(n) に近い
  • 最悪の場合、計算量は O(nm)
    実例: t = aaa....aaaab, p = aa..ab

Rabin-Karp のアルゴリズムの概要

• ハッシュ関数を使用
• 文書の全ての長さ m の部分列のハッシュ値を計算
• パターンのハッシュ値と比較
• ハッシュ値が一致の場合、実体で確認
• 単純な実装は O(nm)

ハッシュ関数の工夫

• hf(t_s+1) を hf(t_s) から簡単に計算できるハッシュ関数を採用
• パターンのハッシュ値は hf (p) = (p[0]·b^m-1+p[1]·b^m-2+...+p[m-2]·b¹+p[m-1]·b⁰) mod d
  (b はアルファベットの基数、d は適切に選んだ法)
• 文書内の候補のハッシュ値は
  hf (t_s) =   (t[s]·b^m-1+t[s+1]·b^m-2+...+t[s+m-2]·b¹+t[s+m-1]·b⁰) mod d
  hf (t_s+1) =               (t[s+1]·b^m-1+t[s+2]·b^m-2+... +t[s+m-1]·b¹+t[s+m]·b⁰) mod d
  
• mod 演算の性質 (情報数学 I の合同算術を参照) の利用で
  hf (t_s+1) = ((hf (t_s) - t[s]·b^m-1) · b + t[s+m]) mod d
  = ((hf (t_s) - t[s]·(b^m-1 mod d)) · b + t[s+m]) mod d
• hf(t_s+1) は hf(t_s) から O(1) で計算可能なので、全体は O(m+n)

Rabin-Karp のアルゴリズムの実例

パターン: 081205

文書: 28498608120598743297

 (手作業の場合、九去法が便利)

Excell による Rabin-Karp のアルゴリズムの例: ARabinKarp.xls

Rabin-Karp のアルゴリズムの実装: Astringmatch.rb

Knuth-Morris-Pratt のアルゴリズムの概要

• 素朴な実装だと同じ文字が何回も比較対象
• 基本的なアイディア:
  今までの比較の知識を活用
• パターン内の比較によって、パターンの移動の距離を事前に算出

Knuth-Morris-Pratt のアルゴリズムの詳細

• 文書の現在地とパターンの現在地
• 一致する間、比較を続く
• パターンの終わりで照合が成功
• 一致しない場合、
  • パターンの先頭の場合、s を一つ増やす
  • それ以外、パターンの現在地を事前計算の通り逆戻し (パターンの移動)

Knuth-Morris-Pratt のアルゴリズムの計算量

• 比較の結果、次の二つの内一つが起きる:
  • パターンの (一文字以上) 右への移動
    (最大 n-m 回)
  • 比較の対象の一文字右への移動
    (最大 n 回)
• 合計の回数はおよそ 2n で、計算量は O(n)
• 準備以外、計算量は m に依存しない
• 利点: 文字列を完全に左から右へ探索

Knuth-Morris-Pratt のアルゴリズムの事前計算

• すべての x において
• p[x] が合わない場合
• p[0] ... p[x-1] (長さ x) が既に合う
• 合う部分の一致する最長の真の prefix と suffix の長さは
• パターンの次の現在地と一致

• 更に、次の現在地でパターンの文字が同じでしたら結果も同じなので省略可能
• パターンの先頭のことを -1 で表現

Knuth-Morris-Pratt のアルゴリズムの実装: Astringmatch.rb

Boyer-Moore のアルゴリズムの概要

• 比較はパターンの末尾から
• 比較される文字列の値を考慮
• パターンの移動の間隔を拡大

アイディアの詳細

パターンの移動に二つの「目安」を使用:

1. パターンの内部比較
   (Knuth-Morris-Pratt の「逆方向版」)
2. 不一致の文書の文字のパターン内の最も右の位置

どちらかシフトが大きい方を使用

Boyer-Moore のアルゴリズムの実例

Boyer-Moore のアルゴリズムの計算量

• 最悪の場合、Knuth-Morris-Pratt と同等で O(n)
• m がアルファベットの大きさに比べて比較的小さい場合、
  多くの場合 O(n/m)

文字列照合と文字コード

• 文字コードによって文字の数が多い
• アルゴリズムの実装は文字よりバイトのレベルが簡単
• 文字コードによってバイトレベルの実装が不可能
  • 可能: UTF-8
  • 不可能: iso-2022-jp (JIS), Shift_JIS (SJIS), EUC-JP (EUC)

文字コードごとのバイトパターン

• UTF-8: 0xxxxxxx, 110xxxxx 10xxxxxx, 1110xxxx 10xxxxxx 10xxxxxx, 11110xxx 10xxxxxx 10xxxxxx 10xxxxxx
• EUC-JP: 0xxxxxxx, 1xxxxxxx 1xxxxxxx
• Shift_JIS: 0xxxxxxx, 1xxxxxxx xxxxxxxx
• iso-2022-jp: 0xxxxxxx, 0xxxxxxx 0xxxxxxx

来年度への展望

• プログラムなどの字句解析は高度な文字列照合
• パターンは固定の文字列でない
• 有限オートマトンが使用可能
• 正規表現で指定可能
• これは 3年前期の「言語理論とコンパイラ」のテーマ
• Ruby などのプログラム言語でも正規表現が使用可能

まとめ

• 文字列照合の単純な実装は最悪で O(nm)
• Rabin-Karp のアルゴリズムは O(n) で、ハッシュ関数の使用で2次元にも使用可能
• Knuth-Morris-Pratt のアルゴリズムは O(n) で、入力の順にしか文書を見ない
• Boyer-Moore のアルゴリズムは多くの場合 O(n/m)

宿題:

• Rabin-Karp のアルゴリズムをARabinKarp.xls と Astringmatch.rb で復習
• Knuth-Morris-Pratt のアルゴリズムを Astringmatch.rb (特に show_kmp_preparation) で復習