Convex Hull Divide y Venceras

Tema 3G

eometría C

omp utac ional

La envolvente convexa

Curso: 1º de Ingeniería Informática, Plan 2004Profesora: Lidia Ortega AlvaradoDepartamento: InformáticaCurso académico: 2011/12Ubicación: http://wwwdi.ujaen.es/asignaturas/gc/tema3.odp

La en volve nte co nvex aÍndice

Definiciones de Envolvente Convexa Propiedades Algoritmos de cálculo

Algoritmo elemental El “scan” de Graham La marcha de Jarvis Quickhull Incremental Divide y Vencerás Diagrama Polar

Bibliografía

La en volve nte co nvex aIntroducción

Es uno de los cálculos más importantes en Geometría Computacional con aplicaciones en distintas áreas, dentro yfuera de la Geometría Computacional

EnvolventeConvexade objetos

recubrimiento o cobertura que encierra a todos los elementos

sin vértices cóncavos

de puntos, polígonos, círculos, objetos 3D, etc.

Estudiaremos el caso más sencillo: la envolvente convexade un conjunto de puntos en el plano

La en volve nte co nvex aDefiniciones

Definición intuitiva:Supongamos que cada punto del plano está representado comola cabeza de una puntilla hincada perpendicularmente sobreuna superficie plana. Si tomamos una goma elástica que envuelva a todas las puntillas, el resultado en la envolventeconvexa.

goma elásticatensa

goma al destensar


Definición 1:La envolvente convexa de un conjunto de puntos S es el polígono convexo P que contiene a todos los elementos de Scon menor área (o perímetro) posible

S

menorpolígonoconvexoque envuelvea todos

no envuelvea todos

existe otropolígono conmenor área


Definición 2:La envolvente convexa de un conjunto de puntos S es el polígono convexo P si para cada par de puntos x e y de S, elsegmento xy siempre está contenido en P

S

todos los posibles segmentos quedan dentro del polígono P

no se cumple la propiedad

La en volve nte co nvex aPropiedades

Propiedad 1:El cálculo de la envolvente convexa consiste en encontrar todoslos puntos extremos del conjunto S.Un punto x∈S es noextremo si existe un triángulo con vérticesen S (distintos de x) de forma que x esté dentro del triángulo.

S

punto interior

imposible encontrarun triángulo que lo envuelva

La en volve nte co nvex aPropiedades

Propiedad 2:Un punto x∈S es extremo si existe una recta pasando por xque deje al resto de puntos de S hacia un lado de dicha recta

S

La en volve nte co nvex aAlgoritmos elementales

Dado un conjunto S, encontrar todos sus puntos extremos ordenados en sentido antihorario

SSPropiedad 1:Cada punto p∈S puede estar en O(n3) triángulos distintosExisten O(n) puntos que cuestionar

O(n4)

Propiedad 2:Existen O(n2) pares de puntos distintosExisten O(n) puntos que cuestionar

O(n3)

La en volve nte co nvex aAlgoritmo: Graham's scan

ALGORITMO GRAHAM (VAR S:NubePuntos, n:entero, VAR Env:Poligono)ENTRADA: La nube de puntos S de tamaño nSALIDA: La envolvente convexa de S, CH(S)INICIO min < PuntoMenorOrdenada(S,n) OrdenarAngularmente(S,n,min) PilaCrea(Env) PilaPush(Env,S[0]) PilaPush(Env,S[1]) PilaPush(Env,S[2]) i < 1 MIENTRAS i < n1 REPETIR t < PilaPop (Env) SI Izquierda (PilaTope(Env), t, S[i]) ENTONCES PilaPush (Env, t) PilaPush (Env, i) i < i+1 FIN_SI FIN_MIENTRASFIN

S

Basado en la Propiedad 1



S

min



S

min

1

23

4

5

6

7

8

9



S

0

1

23

4

5

6

7

8

9

0 1 2

Env



S

0

1

23

4

5

6

7

8

9

0 1

Envi=3 t=2Izquierda(1,2,3)=V


t < PilaPop (Env) SI Izquierda (PilaTope(Env), t, S[i]) ENTONCES PilaPush (Env, t) PilaPush (Env, i) i < i+1 FIN_SI

S

0

1

23

4

56

7

8

9

0 1 2

Envi=4 t=3Izquierda(2,3,4)=F

0 1


0 1 2




S

0

1

23

4

5

6

7

8

9

0 1 2 4


0 1 2 4 5


0 1 2 4 5 6




S

0

1

23

4

5

6

7

8

9

0 1 2 4 5


0 1 2 4


i=8 t=4Izquierda(2,4,8)=V

0 1 2

Env


MIENTRAS i < n1 REPETIR t < PilaPop (Env) SI Izquierda (PilaTope(Env), t, S[i]) ENTONCES PilaPush (Env, t) PilaPush (Env, i) i < i+1 FIN_SI FIN_MIENTRAS

S

0

1

23

4

5

6

7

8

9

0 1 2 4


0 1 2 4 8 9

Envi=10


S

0

1

23

4

5

6

7

8

9

0 1 2 4 8 9

EnvLa solución son los puntos de la envolvente ordenados

Tiempo de ejecución:mínimo O(n)ordenación O(n log n)bucle principal O(2n)

Teorema:El cálculo de la envolventeconvexa utilizando el métodode Graham se realiza en tiempoóptimo Ω(n log n)

La en volve nte co nvex aAlgoritmo: La marcha de Jarvis (gift wrapping)

S

Basado en la Propiedad 2Un segmento definido por dos puntos x,y ∈S es una arista dela envolvente convexa sii el resto de puntos de S queda a un lado del segmento xy

La mejora de Jarvis: si el segmento xypertenece a la envolvente, el siguiente segmento será yz

xy

z

0

La en volve nte co nvex aAlgoritmo: La marcha de Jarvis

S

1. Encontrar el punto de menor ordenada (pertenece a la envolvente) 2. Encontrar el punto s

1 tal que s

0s

1 sea

el segmento con menor ángulo partiedo de s

0

3. Encontrar el punto s2 tal que s

1s

2 sea

el segmento con menor ángulo partiedo del ángulo de s

0s

1

. . . . .

n1. Encontrar el punto sn1

tal que s

n2s

n1 sea el segmento con menor

ángulo partiendo del ángulo de sn3

sn2

0


S


1 tal que s

0s

1 sea


0


1s

2 sea


0s

1

. . . . .

n1. Encontrar el punto sn1

tal que s

n2s

n1 sea el segmento con menor


sn2

1

0

La en volve nte co nvex a

S


1 tal que s

0s

1 sea


0


1s

2 sea


0s

1

. . . . .

n1. Encontrar el punto s0 tal que

sn1

s0 sea el segmento con menor


sn1

1

2

Algoritmo: La marcha de Jarvis

La en volve nte co nvex aLa solución son los puntos de la envolvente ordenados

0


S

1

2

Tiempo de ejecución:mínimo O(n)Para k puntos O(n) O(k∙n)

Teorema:El cálculo de la envolventeconvexa utilizando el métodode Jarvis (gift wrapping) se realiza en tiempo O(n2)

Algoritmo: La marcha de Jarvis

0


S

1

2

La en volve nte co nvex aEl tiempo de ejecución depende del valor de k

Tiempo de ejecución: O(n2)



Tiempo de ejecución: O(3n)

La en volve nte co nvex aLa en volve nte co nvex a

Algoritmo: QuckhullLa en volve nte co nvex a

Basado en el método de ordenación quicksort

min_y

min_x

max_y

max_y

puntos interiores(no se vuelven a procesar)



Localizar 2 puntos extremos a, b de S

FUNCION QuickHull(a,b,S) SI NOT Vacio(S) c ¬ punto más lejano de ab A ¬ puntos a la derecha de ac B ¬ puntos a la derecha de cb RETURN QuickHull(a,c,A)+c+ +QuickHull(c,b,B) FIN_SI FIN_FUNCION a

b

c

a

b

c

a

b

c



Localizar 2 puntos extremos a, b de S

FUNCION QuickHull(a,b,S) SI NOT Vacio(S) c ¬ punto más lejano de ab A ¬ puntos a la derecha de ac B ¬ puntos a la derecha de cb RETURN QuickHull(a,c,A)+c+ +QuickHull(c,b,B) FIN_SI FIN_FUNCION

a

b

c

Algoritmo: Quckhull

Tiempo de ejecución en el peor de los casos:ocurre cuando todos los puntos están en la envolventeT(n) = T(n1)+O(n) O(n2)

Tiempo de ejecución en el mejor de los casos:ocurre cuando se realiza unasola división


Algoritmo: IncrementalBasado en el siguiente paradigma: se resuelve el problema para un tamaño i1, se añade un nuevo punto i, obteniéndose un nuevoresultado

s0,...,s

i1

si⊄CH(s

0,...,s

i1)

si⊂CH(s

0,...,s

i1)

descartar estos puntos


Algoritmo: Incremental

s0,...,s

i1

Conocer puntos tangentes

FUNCIÓN PuntosTangentes (S,n, q):k,lENTRADA: S: polígono convexo de tamaño n q: nuevo puntoSALIDA: k y l, puntos tangentesINICIO k ← 1 l ← 1 PARA i ← 0 HASTA n1 REPETIR SI XOR (Izquierda_sobre (S[i1],S[i],q), Izquierda_sobre(S[i],S[i+1],q)) ENTONCES SI k=1

ENTONCES k← i SINO l←i; SALIR_BUCLE;

FIN_SI FIN_PARAFIN


i

i1

i+1

q

ID

punto tangente


s0,...,s

i1




FIN_SI FIN_PARAFIN


i

i1

i+1

q

DD

punto NOtangente


s0,...,s

i1




FIN_SI FIN_PARAFIN


i

i1 i+1

q

D I

punto tangente


s0,...,s

i1

La en volve nte co nvex aAñadir el punto a la envolvente

CH(s0,...,s

i1,q)= s

0,s

1,...,s

k1,s

k,q,s

l,s

l+1,s

l+2

kk1

k+1k

l1

ll+1

Nota:k y l son los puntostangentes, pero sabemosel orden de aparición en la secuencia

Algoritmo: IncrementalLa en volve nte co nvex a

Tiempo de ejecución:1. Comenzar con tres puntos (un triángulo siempre en convexo)

2. Para i=0 HASTA n3 puntos O(n2) calcular si está contenido en el polígono O(i) calcular tangentes O(i)

Tiempo de ejecución para algoritmo mejorado:1. Ordenar los puntos de izquierda a derecha O(n logn)1. Comenzar con tres puntos (un triángulo siempre es convexo)

2. Para i=0 HASTA n3 puntos O(n logn) calcular tangentes en tiempo O(log i)

Algoritmo: Divide y Vencerás

Basado en el paradigma: CH(S) = CH(s0,...,s

k1)∪ CH(s

k,...,s

n1)


S

1. Ordenar S por la coordenada x2. Dividir S en dos subconjuntos, S

I el

de la izquierda y SDel de la derecha,

ambos de tamaño n/23. Construir CH(S

I) y CH(S

D)

recursivamente4. Mezclar CH(S

I) y CH(S

D) consiguiendo

CH(S)

SI

SD

Algoritmo: Divide y VencerásLa en volve nte co nvex a

S

SI

SD

Mezclar las dos envolventes convexas

FUNCION MezclarEnvolventes (EI, ED: Poligono, n,m:Entero): E:PoligonoINICIO MenorTangente (EI, ED, n, m, a, b) MayorTangente (EI, ED, n, m, c, d) E < a + b +b+1,...,d1 + d + c + c+1,...,a1FIN

a

b

c

d


S

Mezclar las dos envolventes convexas

FUNCION MezclarEnvolventes (EI, ED: Poligono, n,m:Entero): E:PoligonoINICIO MenorTangente (EI, ED, n, m, a, b) MayorTangente (EI, ED, n, m, c, d) E < a + b +b+1,...,d1 + d + c + c+1,...,a1FIN

a

c

b

d


Cálculo de la menor tangente

FUNCION MenorTangente (EI, ED: Poligono, n, m: Entero):a,b:EnteroINICIO a < MasDecha (EI, n) b < MasIzda (ED, m) REPETIR aa < a bb < n MIENTRAS NO (TangenteMenor (EI,n,a,b)) a < (a1+n) mod n FIN_MIENTRAS MIENTRAS NO (TangenteMenor (ED,m,a,b)) b < (b+1) mod n FIN_MIENTRAS HASTA (aa=a AND bb=b)FIN

0 12

3

45

0

1

2

3

4

Algoritmo: Divide y Vencerás

Tiempo de ejecución:1. Ordenar O(n logn)

2. Proceso recursivo Menor y mayor tangente O(n)

Ecuaciones de recurrencia:

Algoritmo: diagrama polar

Basado en la Propiedad 2, pero mejorando la marcha de Jarvis

El diagrama polar es una teselación del plano que asigna una región polar a cada punto s

i de S, de modo que dicha región

es el lugar de los puntos más cercanos angularmente a si que

a ningún otro sj de S.

La cercanía angular debe ser considerada tomando un ángulode partida y una dirección de partida.

De algún modo el diagrama polar es un diagrama de Voronoi queutiliza el criterio del menor ángulo polar en vez de la menordistancia euclídea

Cualquier punto x situado en esta regiónve primero al punto s

i antes que a

cualquier otro, al realizar un barridoangular en sentido antihorario y

partiendo del ángulo 0


S

si

x


S

Existe una propiedad del diagrama polarque permite el cálculo de la envolventeconvexa: aquellos ejes polares oblicuosque no intersectan con otros ejes partende puntos que están en la porciónderecha de la envolvente convexa


ALGORITMO DP (VAR S:NubePuntos, n:entero, VAR Env:Poligono)ENTRADA: La nube de puntos S de tamaño nSALIDA: La envolvente convexa de S, CH(S)INICIO OrdenarDescendiente(S,n) PilaCrea(Env) PilaPush(Env,S[0]) PilaPush(Env,S[1]) PARA i=2; i < n; i < i+1 REPETIR t < PilaPop(Env) MIENTRAS (NOT PilaVacia(Env) AND (la recta que pasa por los puntos TopePila(Env) y t intersecta con el semieje horizontal que parte de s[i] )) t<PiPop (Env) FIN_MIENTRAS PilaPush(t) PilaPush(S[i]) FIN_MIENTRASFIN


S

En realidad la envolvente convexa es un subproducto del cálculo del diagramapolar: el conjunto de puntos que permanecen en la pila tras el proceso coincidecon la porción derecha de la envolvente convexa de S. El siguiente ejemplo muestra el estado de la pila al final de cada iteración

0

1

234

56

78

9

0 2

0 2 3

0 4

i=2

i=3

i=4

0 4 5

0 4 5 6

0 4 7

i=5

i=6

i=7

0 4 7 8 i=7

0 4 7 9 i=7

BibliografíaLa en volve nte co nvex a

O´ROURKE Joseph. Computational Geometry in C. Cambridge University Press. 1998 (capítulo 3)

PREPARATA F.P., SHAMOS M.I. Computational Geometry. An Introduction. SpringerVerlag. 1985 (capítulo 3)

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