“求二进制数中1的个数”

【一】“求二进制数中1的个数”的几种方法

转自[http://blog.csdn.net/justpub/article/details/2292823]

 

求二进制中1的个数。对于一个字节（8bit）的变量，求其二进制表示中"1"的个数，要求算法的执行效率尽可能的高。

先来看看样章上给出的几个算法：

解法一，每次除二，看是否为奇数，是的话就累计加一，最后这个结果就是二进制表示中1的个数。

解法二，同样用到一个循环，只是里面的操作用位移操作简化了。

int Count(int v)   {   int num = 0;while (v) {   num += v & 0x01;   v >>= 1;   }   return num;   } 

 

解法三，用到一个巧妙的与操作，v & (v -1 )每次能消去二进制表示中最后一位1，利用这个技巧可以减少一定的循环次数。

解法四，查表法，因为只有数据8bit，直接建一张表，包含各个数中1的个数，然后查表就行。复杂度O(1)。

int countTable[256] = { 0, 1, 1, 2, 1, ..., 7, 7, 8 };        int Count(int v) {   return countTable[v];   }

   
好了，这就是样章上给出的四种方案，下面谈谈我的看法。

首先是对算法的衡量上，复杂度真的是唯一的标准吗？尤其对于这种数据规模给定，而且很小的情况下，复杂度其实是个比较次要的因素。

查表法的复杂度为O(1)，我用解法一，循环八次固定，复杂度也是O(1)。至于数据规模变大，变成32位整型，那查表法自然也不合适了。

其次，我觉得既然是这样一个很小的操作，衡量的尺度也必然要小，CPU时钟周期可以作为一个参考。

解法一里有若干次整数加法，若干次整数除法（一般的编译器都能把它优化成位移），还有几个循环分支判断，几个奇偶性判断（这个比较耗时间，根据CSAPP上的数据，一般一个branch penalty得耗掉14个左右的cycle），加起来大概几十个cycle吧。

再看解法四，查表法看似一次地址计算就能解决，但实际上这里用到一个访存操作，而且第一次访存的时候很有可能那个数组不在cache里，这样一个cache miss导致的后果可能就是耗去几十甚至上百个cycle（因为要访问内存）。所以对于这种“小操作”，这个算法的性能其实是很差的。

这里我再推荐几个解决这个问题的算法，以32位无符号整型为例。

    
这里用的是二分法，两两一组相加，之后四个四个一组相加，接着八个八个，最后就得到各位之和了。

还有一个更巧妙的HAKMEM算法

int Count(unsigned x) {   x = x - ((x >> 1) & 0x55555555);    x = (x & 0x33333333) + ((x >> 2) & 0x33333333);    x = (x + (x >> 4)) & 0x0F0F0F0F;    x = x + (x >> 8);    x = x + (x >> 16);    return x & 0x0000003F;    } 

首先是将二进制各位三个一组，求出每组中1的个数，然后相邻两组归并，得到六个一组的1的个数，最后很巧妙的用除63取余得到了结果。

因为2^6 = 64，也就是说 x_0 + x_1 * 64 + x_2 * 64 * 64 = x_0 + x_1 + x_2 (mod 63)，这里的等号表示同余。

这个程序只需要十条左右指令，而且不访存，速度很快。

由此可见，衡量一个算法实际效果不单要看复杂度，还要结合其他情况具体分析。

关于后面的两道扩展问题，问题一是问32位整型如何处理，这个上面已经讲了。

问题二是给定两个整数A和B，问A和B有多少位是不同的。

这个问题其实就是数1问题多了一个步骤，只要先算出A和B的异或结果，然后求这个值中1的个数就行了。

 

 

【二】MIT HAKMEM算法分析

转自[http://blog.csdn.net/msquare/article/details/4536388]

今天学习了一种很有趣的BitCount算法——MIT HAKMEM算法。

本文中^表示乘方

问题需求：计算32位整型数中的'1'的个数

思路分析：

1.整型数 i 的数值，实际上就是各位乘以权重——也就是一个以2为底的多项式：

 

i = A0*2^0+A1*2^1+A2*2^2+...

 

因此，要求1的位数，实际上只要将各位消权：

 

i = A0+A1+A2+...

 

所得的系数和就是'1'的个数。

 

2.对任何自然数n的N次幂，用n-1取模得数为1，证明如下：

 

若 n^(k-1) % (n-1) = 1 成立

 

则 n^k % (n-1) = ((n-1)*n^(k-1) + n^(k-1)) % (n-1) = 0 + n^(k-1) % (n-1)  = 1 也成立

 

又有 n^(1-1) % (n-1) = 1

 

故对任意非负整数N, n^N %(n-1)=1

 

3.因此，对一个系数为{Ai}的以n为底的多项式P(N)， P(N)%(n-1) = (sum({Ai})) % (n-1) ;

 

如果能保证sum({Ai}) < (n-1)，则 P(N)%(n-1) = (sum({Ai}))  ，也就是说，此时只要用n-1对多项式取模，就可以完成消权，得到系数和。

 

于是，问题转化为，将以2为底的多项式转化为以n为底的多项式，其中n要足够大，使得n-1 > sum({Ai})恒成立。

 

32位整型数中Ai=0或1，sum({Ai})<=32。n-1 > 32 ，n需要大于33。

 

因此取n=2^6=64>33作为新多项式的底。

 

4.将32位二进制数的每6位作为一个单位，看作以64为底的多项式:

 

i = t0*64^0 + t1*64^1 + t2*64^2 + t3*64^3 + ...

 

各项的系数ti就是每6位2进制数的值。

 

这样，只要通过运算，将各个单位中的6位数变为这6位中含有的'1'的个数，再用63取模，就可以得到所求的总的'1'的个数。

 

5.取其中任意一项的6位数ti进行考虑，最简单的方法显然是对每次对1位进行mask然后相加，即

 

(ti>>5)&(000001) + (ti&>>4)(000001) + (ti>>3)&(000001) + (ti>>2)&(000001) + (ti>>1)&(000001) + ti&(000001)

 

其中000001位2进制数

 

由于ti最多含有6个1，因此上式最大值为000110，绝不会产生溢出，所以上式中的操作完全可以直接对整型数 i 进行套用，操作过程中，t0～t6将并行地完成上式的运算。

 

注意：不能将&运算提取出来先+后&，想想为什么。

 

因此，bit count的实现代码如下：

 

int bitcount(unsigned int n){    unsigned int tmp;    tmp = (n &010101010101)     +((n>>1)&010101010101)     +((n>>2)&010101010101)     +((n>>3)&010101010101)     +((n>>4)&010101010101)     +((n>>5)&010101010101);    return (tmp%63);}

 

 

但MIT HAKMEM最终的算法要比上面的代码更加简单一些。

 

为什么说上面的式子中不能先把(ti>>k)都先提取出来相加，然后再进行&运算呢？

因为用&(000001)进行MASK后，产生的有效位只有1位，只要6位数中的'1'个数超过1位，那么在"先加"的过程中，得数就会从最低位中向上溢出。

 

但是我们注意到，6位数中最多只有6个'1'，也就是000110，只需要3位有效位。上面的式子实际上是以1位为单位提取出'1'的个数再相加求和求出6位中'1'的总个数的，所以用的是&(000001)。如果以3位为单位算出'1'的个数再进行相加的话，那么就完全可以先加后MASK。算法如下：

 

tmp = (ti>>2)&(001001) + (ti>>1)&(001001) + ti&(001001)

(tmp + tmp>>3)&(000111)

 

C代码：

int bitcount(unsigned int n){    unsigned int tmp;    tmp = (n &011111111111)     +((n>>1)&011111111111)     +((n>>2)&011111111111);         tmp = (tmp + (tmp>>3)) &030707070707;    return (tmp%63);}

 

 

注：代码中是使用8进制数进行MASK的，11位8进制数为33位2进制数，多出一位，因此第一位八进制数会把最高位舍去(7->3)以免超出int长度。

 

从第一个版本到第二个实际上是一个“提取公因式”的过程。用1组+, >>, &运算代替了3组。并且已经提取了"最大公因式"。然而这仍然不是最终的MIT HAKMEM算法，不过已经非常接近了，看看代码吧。

 

MIT HAKMEM算法：

int bitcount(unsigned int n){    unsigned int tmp;    tmp = n        - ((n >> 1) & 033333333333)        - ((n >> 2) & 011111111111);    tmp = (tmp + (tmp >> 3)) & 030707070707    return (tmp%63);}

又减少了一组+, >>, &运算。被优化的是3位2进制数“组”内的计算。再回到多项式，一个3位2进制数是4a+2b+c，我们想要求的是a
+b+c，n>>1的结果是2a+b，n>>2的结果是a。

 

于是： (4a+2b+c) - (2a+b) - (a) = a + b + c

 

中间的MASK是为了屏蔽"组间""串扰"，即屏蔽掉从左边组的低位移动过来的数。