Участник:RS42/Quickhull

Тимофеев Александр Евгеньевич, группа 403

Свойства и структура алгоритмов

Общее описание алгоритма

Задача построения выпуклой оболочки является одной из важных проблем вычислительной геометрии. Выпуклую оболочку множества точек [math]\displaystyle{ X }[/math] можно определить следующим образом: это пересечение всевозможных выпуклых множеств, содержащих [math]\displaystyle{ X }[/math]. В случае конечного числа [math]\displaystyle{ n }[/math] точек из [math]\displaystyle{ X }[/math]:

[math]\displaystyle{ \mathrm{Conv}(X)=\left\{\left.\sum_{i=1}^{n} \alpha_i x_i\ \right| (\forall i: \alpha_i\ge 0)\wedge \sum_{i=1}^{n} \alpha_i=1 \right\}. }[/math]

Алгоритм Quickhull позволяет провести построение в пространстве произвольной размерности [math]\displaystyle{ d }[/math]. Результатом работы является множество [math]\displaystyle{ d-1 }[/math]-мерных граней (facets) и вершин (vertices) полученной выпуклой оболочки.

Математическое описание алгоритма

Наложим на множество [math]\displaystyle{ X }[/math] следующее условие: любые [math]\displaystyle{ d+1 }[/math] точки аффинно независимы (что тождественно тому, что они не лежат в одной [math]\displaystyle{ d-1 }[/math]-мерной плоскости). Выпуклая оболочка будет задаваться списком вершин и граней. Для каждой грани известны ее вершины, ее соседние грани и уравнение гиперплоскости, в которой эта грань лежит. Ребро (ridge) определяется как пересечение двух соседних граней и имеет размерность [math]\displaystyle{ d-2 }[/math]. Граница грани состоит из ребер.

Нам понадобится вычисление ориентированного расстояния от некоей точки [math]\displaystyle{ x }[/math] до гиперплоскости (signed distance to hyperplane). Зададим начало координат в точке [math]\displaystyle{ O }[/math], плоскость определяется единичной нормалью [math]\displaystyle{ \vec n }[/math] и смещением [math]\displaystyle{ h }[/math] относительно начала координат. Тогда ориентированное расстояние будет равно [math]\displaystyle{ (\vec x, \vec n) + h }[/math], где [math]\displaystyle{ \vec x = x - O }[/math]. Точки на гиперплоскости удовлетворяют, собственно говоря, ее уравнению [math]\displaystyle{ (\vec x, \vec n) + h = 0 }[/math]. Если ориентированное расстояние положительно, то можно сказать, что точка находится выше плоскости (или плоскость видна из точки). В нашем случае все грани выпуклой оболочки во время построения будут иметь такие нормали и смещения, что для точек внутри оболочки расстояния до каждой плоскости будут неположительными.

Рассмотрим сам алгоритм:

создать начальный d-симплекс
для каждой грани F
  для каждой нераспределенной точки p
    если p находится над F
      добавить p во множество внешних точек грани F
для каждой грани F с непустым множеством внешних точек
  выбрать наиболее отдаленную точку p из списка внешних точек грани F
  добавить F во множество видимых граней V
  для каждого непосещенного соседа N для граней из V
    если N видна из p
      добавить N в V
  граница множества V будет набором граничных ребер H
  для каждого ребра R из H
    построить новую грань из R и p
     соединить построенную грань с ее соседями
  для каждой новой грани G
    для каждой нераспределенной точки q из объединения множеств внешних точек граней из V
      если G видна из q
        добавить q во множество внешних точек G
  удалить грани из V

Стартовый симплекс, который по ходу работы алгоритма будет расти до окончательной оболочки, можно создать из любых [math]\displaystyle{ d+1 }[/math] точек, исходя из условия на [math]\displaystyle{ X }[/math]. Но в реальности это условие общего положения (general position) можно заменить на требование возможности выбрать [math]\displaystyle{ d }[/math]-мерный симплекс. Имеет смысл выбрать его таким образом, чтобы как можно больше точек уже оказалось в нем, поэтому его вершинами следует сделать точки с минимальными и максимальными координатами. Если таких точек не будет хватать, произведем добор произвольными.

Дальнейшие шаги алгоритма позволяют добавлять к промежуточной выпуклой оболочке новые вершины. По сути выбирается оптимальная в каком-то смысле внешняя точка [math]\displaystyle{ p }[/math], а затем определяется множество [math]\displaystyle{ V }[/math] видимых из этой точки граней. Данные видимые грани отделены от невидимых множеством граничных ребер (horizon ridges). Далее граничные ребра и точка [math]\displaystyle{ p }[/math] образуют новые грани, видимые грани удаляются. Тем самым совершен переход к новой промежуточной выпуклой оболочке. Такое описание является обобщенным и ему также соответствует randomized incremental algorithm, в котором точка [math]\displaystyle{ p }[/math] выбирается случайным образом. В нашем случае точка [math]\displaystyle{ p }[/math] будет наиболее отдаленной точкой от плоскости текущей рассматриваемой грани [math]\displaystyle{ F }[/math], что однако же не гарантирует присутствие [math]\displaystyle{ p }[/math] в итоговой выпуклой оболочке. Также можно выбрать [math]\displaystyle{ p }[/math] как наиболее отдаленную точку среди всех пар (грань-"самая дальняя точка этой грани"), но такой выбор на каждом шаге только увеличит время работы алгоритма.

Как решается проблема определения граничных ребер, когда уже выбрана точка [math]\displaystyle{ p }[/math]? Множество внешних точек (outside set) грани [math]\displaystyle{ F }[/math] представляет из себя множество точек (возможно не всех), из которых эта грань видна. Поэтому если [math]\displaystyle{ p }[/math] из множества внешних точек грани [math]\displaystyle{ F }[/math], то это означает, что [math]\displaystyle{ F }[/math] будет видна из [math]\displaystyle{ p }[/math], и следует начать поиск границы именно с соседей [math]\displaystyle{ F }[/math]. Пусть [math]\displaystyle{ H }[/math] - соседняя к [math]\displaystyle{ F }[/math] грань. Если [math]\displaystyle{ H }[/math] видна, то следует проверить таким же образом и соседей [math]\displaystyle{ H }[/math]. Если [math]\displaystyle{ H }[/math] не видна, то мы наткнулись на участок границы, и рассматривать соседей [math]\displaystyle{ H }[/math] нет смысла.

Получив граничные ребра, строим новые грани. Требуется обновить списки соседей и понять, какие внешние точки были захвачены. Захватить мы могли только те точки, которые были внешними для уничтоженных на этом шаге граней. То есть множество таких точек - это объединение множеств внешних точек граней из [math]\displaystyle{ V }[/math]. Распределяем эти точки по множествам внешних точек для новых граней.

Алгоритм будет продолжать свою работу до тех пор, пока не останется ни одного пустого множества внешних точек.

Вычислительное ядро алгоритма

В алгоритме можно выделить две трудоемкие части:

1. Распределение точек по множествам внешних точек.

Элементарная операция на данном этапе - вычисление расстояния от точки до плоскости, сложность [math]\displaystyle{ O(d) }[/math].

2. Построение новых граней.

Основная операция - нахождение гиперплоскости по точкам, сложность [math]\displaystyle{ O(d^3) }[/math]. На практике также присутствуют расходы по работе со структурами данных, представляющих выпуклую оболочку.

Макроструктура алгоритма

Рассмотрим подробнее процесс построения новой грани. Она получается путем взятия одного ребра ([math]\displaystyle{ d-1 }[/math] точка) из множества граничных ребер и прибавлением к этому ребру выбранной на данном этапе вершины. Тем самым возможно определение [math]\displaystyle{ d-1 }[/math] нового ребра, которые вместе с исходным составляют одну грань. Но полученные ребра также принадлежат и другим граням из строящегося конуса, которые попарно граничат с текущей гранью как раз по каждому из ребру. Для отслеживания уже построенных ребер можно использовать хэш-таблицу. Нахождение уравнения гиперплоскости по точкам [math]\displaystyle{ {x_i}, i=1,..,d }[/math] может сводиться к решению системы [math]\displaystyle{ An=0 }[/math], где [math]\displaystyle{ A }[/math] - матрица размера [math]\displaystyle{ (d-1) \times d }[/math], строки которой представляют из себя транспонированные векторы [math]\displaystyle{ x_i-x_1 , i=2,..,d }[/math]. Например, это можно сделать с помощью [math]\displaystyle{ LUP }[/math]. Затем несложно отыскать [math]\displaystyle{ f=-(n,x_1) }[/math]. Далее следует убедиться, что ориентированное расстояние для точек внутри выпуклой оболочки будет отрицательно, для этого используется некая точка [math]\displaystyle{ c }[/math], заведомо лежащая внутри. Ее можно выбрать в самом начале в качестве среднего значения точек начального симплекса.

Схема реализации последовательного алгоритма

Последовательная сложность алгоритма

Обозначим за [math]\displaystyle{ r }[/math] число вершин итоговой выпуклой оболочки, а [math]\displaystyle{ f_r }[/math] примем за максимальное число граней для [math]\displaystyle{ r }[/math] вершин. Известно, что [math]\displaystyle{ f_r = O(r^{\lfloor d/2 \rfloor}/ \lfloor d/2 \rfloor!) }[/math].

Авторы алгоритма приводят верхнюю оценку сложности для так называемого сбалансированного случая, и она составляет [math]\displaystyle{ O(n \ log \ r) }[/math] при [math]\displaystyle{ d \leq 3 }[/math] и [math]\displaystyle{ O(n f_r / r) }[/math] при [math]\displaystyle{ d \geq 4 }[/math].

Информационный граф

!

Ресурс параллелизма алгоритма

!

Входные и выходные данные алгоритма

Входные данные представляют из себя массив исходных точек. Требуется, чтобы из них можно было выбрать как минимум [math]\displaystyle{ d+1 }[/math] точку для начального [math]\displaystyle{ d }[/math]-симплекса. На выходе получаем список граней, список ребер и вершины полученной выпуклой оболочки. Для граней известны их соседи через ребра и уравнения гиперплоскости.

Программная реализация алгоритма

Существующие реализации алгоритма

На момент написания данной статьи о существовании реализации алгоритма с помощью средств параллельных вычислений ничего неизвестно. В данной статье предложена реализация с использованием CUDA.

Последовательные реализации:

• Qhull - каноничная реализация от авторов алгоритма, обладающая широкими возможностями. Есть готовые пакеты во многих дистрибутивах.
• https://github.com/tomilov/quickhull - более компактная реализация на C++, описание доступно в виде статьи.

Литература

• Barber, C.B., Dobkin, D.P., and Huhdanpaa, H.T., "The Quickhull algorithm for convex hulls," ACM Trans. on Mathematical Software, 22(4):469-483, Dec 1996, http://www.qhull.org
• Clarkson , K. L., Mehlhorn , K., and Seidel , R. 1993. Four results on randomized incremental constructions. Comput. Geom. Theory Appl. 3, 185–211. Also in Lecture Notes in Computer Science. Vol. 577, pp. 463– 474.