Greedy-Algorithmus

Greedy-Algorithmen oder gierige Algorithmen bilden eine spezielle Klasse von Algorithmen in der Informatik. Sie zeichnen sich dadurch aus, dass sie schrittweise den Folgezustand auswählen, der zum Zeitpunkt der Wahl den größten Gewinn bzw. das beste Ergebnis (berechnet durch eine Bewertungsfunktion) verspricht (z. B. Gradientenverfahren).

Greedy-Algorithmen sind oft schnell, lösen viele Probleme aber nicht optimal.

Ein Wanderer möchte möglichst hoch hinaus. Es ist jedoch so neblig, dass er nur 5 Meter weit sehen kann. Er verfolgt eine einfache Strategie: Er sieht sich in seiner Umgebung um, welcher Punkt der höchste ist und geht dann dorthin. Dort schaut er sich wieder um, welcher Punkt der höchste ist, geht dorthin, und so weiter, bis er keinen höheren Punkt mehr findet.

Dieses Beispiel zeigt die typischen Eigenschaften eines Greedy-Algorithmus:

• Um das große Ziel zu erreichen, sind kleine Einzelschritte nötig. Der Wanderer geht in jedem Schritt maximal 5 Meter weit.
• In jedem der Einzelschritte sind nur begrenzt Informationen verfügbar. Der Wanderer sieht jeweils nur die umliegenden 5 Meter.
• Nachdem ein Einzelschritt ausgeführt wurde, wird dieser Schritt nicht mehr zurückgenommen. Der Wanderer denkt nicht darüber nach, 3 Schritte zurückzugehen, um an einem anderen Ort einen besseren Weg zu finden.
• Die gefundene Lösung ist nicht notwendigerweise die global optimale. Der Wanderer erreicht wahrscheinlich den Gipfel eines kleinen Hügels statt den eines großen Berges.
• Je nach Ausgangssituation kann sich die gefundene Lösung stark unterscheiden.

Ein Greedy-Algorithmus findet für ein Optimierungsproblem auf Unabhängigkeitssystemen genau dann die optimale Lösung für alle Bewertungsfunktionen, wenn die zulässigen Lösungen die unabhängigen Mengen eines Matroids sind. Sonst führt der Algorithmus lediglich zu einem lokalen Optimum. Beispiele dafür sind das Rucksackproblem und das Problem des Handlungsreisenden. Bei diesen Problemen ist es wesentlich aufwändiger, die optimale Lösung zu finden, da die Probleme NP-vollständig sind.

Zu einem Matroid ${\displaystyle (E,U)}$ sei eine Gewichtsfunktion ${\displaystyle w\colon E\rightarrow \mathbb {R} ^{+}}$ gegeben. Der folgende Algorithmus findet eine schwerste unabhängige Menge, bestimmt also ein ${\displaystyle F\in U}$, das ${\displaystyle w(F):=\sum _{e\in F}w(e)}$ maximiert:

  1  // Ordne alle Elemente in ${\displaystyle E}$ nach absteigendem Gewicht
  2  ${\displaystyle w(e_{1})\geq \ldots \geq w(e_{n})}$
  3  
  4  ${\displaystyle T=\varnothing }$;
  5  
  6  for (k = 1; k <= n; k++) {
  7    if ${\displaystyle (T\cup \{e_{k}\}\in U)}$
  8      ${\displaystyle T=T\cup \{e_{k}\}}$
  9  }
 10  
 11  Ausgabe der Lösung ${\displaystyle T}$

Der Algorithmus löst auch Maximierungs- und Minimierungsprobleme zu beliebigen Gewichtsfunktionen ${\displaystyle w\colon E\to \mathbb {R} }$: In einer Lösung für das Maximierungsproblem treten negative Gewichte nicht auf, Elemente mit negativem Gewicht können also vom Algorithmus ignoriert werden. Die Lösung des Problems, eine minimale unabhängige Menge zu finden, kann auf die Lösung des Maximierungsproblems zurückgeführt werden, indem man die Gewichte durch ihre additiven Inversen ersetzt.

Ist L die Laufzeit der Prüfung einer Menge auf Unabhängigkeit, so ist die Laufzeit des Algorithmus durch ${\displaystyle {\mathcal {O}}(|E|\cdot (\log(|E|+L)))}$ gegeben. Im besten Fall wird sie also durch das Sortierverfahren dominiert. Wenn die Unabhängigkeitsprüfung dagegen NP-vollständig ist, ist der Algorithmus praktisch nutzlos.

Zu einem Matroid ${\displaystyle (E,U)}$ sei eine Gewichtsfunktion ${\displaystyle w\colon E\rightarrow \mathbb {R} ^{+}}$ gegeben. Der folgende Algorithmus findet eine leichteste Basis, bestimmt also unter den kardinalitätsmaximalen ${\displaystyle B\in U}$ eines, das ${\displaystyle c(B):=\sum _{e\in B}c(e)}$ minimiert:

• Sortiere ${\displaystyle E}$, so dass ${\displaystyle E=\{e_{1},\ldots ,e_{n}\}}$ mit ${\displaystyle w(e_{1})\geq w(e_{2})\geq \cdots \geq w(e_{n})}$
• ${\displaystyle T:=E}$
• Für jedes ${\displaystyle i}$ von 1 bis ${\displaystyle n}$:

Enthält ${\displaystyle T\setminus e_{i}}$ eine Basis, so setze ${\displaystyle T:=T\setminus e_{i}}$.

• Gib ${\displaystyle T}$ aus.

Da positive Gewichte vergeben sind, ist das Problem, nach einer leichtesten Basis-Obermenge zu suchen, äquivalent. Dieses Problem ist dual zum Maximierungsproblem und kann analog auf beliebige Gewichtsfunktionen und das entsprechende Minimierungsproblem verallgemeinert werden.

Ist ${\displaystyle L}$ die Laufzeit der Prüfung, ob eine Teilmenge von ${\displaystyle E}$ Obermenge einer Basis ist, so ist die Laufzeit des Algorithmus durch ${\displaystyle {\mathcal {O}}(|E|\cdot (\log(|E|+L)))}$ gegeben. Im besten Fall wird sie also durch das Sortierverfahren dominiert. Wenn die Basis-Obermengen-Prüfung dagegen NP-vollständig ist, ist der Algorithmus praktisch nutzlos.

• Algorithmen von Kruskal und Prim für die Suche nach einem minimalen Spannbaum
• Algorithmus von Dijkstra zur Suche eines kürzesten Weges
• Algorithmus von Huffman zur Bestimmung eines optimalen präfixfreien Codes
• Algorithmus der sukzessiven Einbeziehung zum heuristischen Lösen von kombinatorischen Optimierungsproblemen

• Thomas H. Cormen, Charles Leiserson, Ronald L. Rivest, Clifford Stein: Introduction to Algorithms. 2. Auflage. MIT Press, 2001, ISBN 0-262-53196-8.
• Bernhard Korte, Jens Vygen: Combinatorial Optimization. 3. Auflage. Springer, 2005, ISBN 3-540-25684-9.
• James Oxley: Matroid Theory. Oxford Mathematics 1992. ISBN 0-19-853563-5.
• Christos H. Papadimitriou und Kenneth Steiglitz: Combinatorial Optimization. Algorithms and Complexity. Prentice Hall Inc. 1982. ISBN 0-13-152462-3.
• Jon Lee: A First Course in Combinatorial Optimization. Cambridge Texts in Applied Mathematics 2004. ISBN 0521010128.
• Sven Oliver Krumke und Hartmut Noltemeier: Graphentheoretische Konzepte und Algorithmen. 2. Auflage Vieweg-Teubner 2009. ISBN 978-3-8348-0629-1.