%
% teil2.tex -- Beispiel-File für teil2
%
% (c) 2020 Prof Dr Andreas Müller, Hochschule Rapperswil
%

\section{Algorithmen}
\rhead{Algorithmen}

In diesem Abschnitt werden mehrere Algorithmen zur Berechnung der Matrizenmultiplikation vorgestellt, auch werden Libraries zur automatisierten Verwendung von vordefinierten Algorithmen gezeigt.

\subsection{Standard Algorithmus}

Die Standardmethode kann im Algorithmus \ref{multiplikation:alg:smm} entnommen werden.
Hierf\"ur wurde die Gleichung \eqref{multiplikation:eq:MM} direkt implementiert.
Die \texttt{for i} Schleife iteriert \"uber alle Zeilen der $\mathbf{A}$ Matrix, die \texttt{for j} Schleife iteriert \"uber alle Spalten der $\mathbf{B}$ Matrix und die \texttt{for k} Schleife iteriert \"uber alle Eintr\"age dieser Zeilen bzw. Spalten.

\begin{algorithm}\caption{Matrix Multiplication}
	\label{multiplikation:alg:smm}
	\setlength{\lineskip}{7pt}
	\begin{algorithmic}[1]
		\Function{MM}{$\textbf{A}, \textbf{B}$}
		\State $sum \gets 0$
		\State $n \gets columns(\textbf{A}) == rows(\textbf{B})$
		\State $m \gets rows(\textbf{A})$
		\State $p \gets columns(\textbf{B})$
		\State $\textbf{C} \gets zeros(m,p)$
		\For{$i = 0,1,2 \dots,m-1$}
		\For{$j = 0,1,2 \dots,p-1$}
		\State $sum \gets 0$
		\For{$k = 0,1,2 \dots,n-1$}
		\State $sum \gets  sum + \textbf{A}[i][k] \cdot \textbf{B}[k][j]$
		\EndFor
		\State $\textbf{C}[i][j] \gets  sum $
		\EndFor
		\EndFor
		\State \textbf{return} $\textbf{C}$
		\EndFunction
	\end{algorithmic}
\end{algorithm}

Die Laufzeit dieser Struktur mit drei \texttt{For} Schleifen ist $\mathcal{O}\left(n^3\right)$

\subsubsection{Divide and Conquer Methode}

F\"ur gewisse Algorithmen f\"uhren \textit{Divide and Conquer}  Ans\"atze \cite{multiplikation:DAC} zu markant besseren Laufzeiten.
Die Grundidee ist, dass ein Problem in mehrere, meist simplere und kleinere Teilprobleme aufgeteilt wird.
Das bekannteste Beispiel ist wohl die \textit{Fast Fourier Transform} wobei die Laufzeit von $\mathcal{O}\left(n^2\right)$ zu $\mathcal{O}(n \log n)$ verbessert werden kann.

Die Matrizenmultiplikation kann ebenfalls mit solch einem Ansatz berechnet werden.
Zur vereinfachten Veranschaulichung kann die Situation mit $\mathbf{A}$ und $\mathbf{B}$ der Gr\"osse $2^n \times 2^n$ verwendet werden.
Die Matrizen $\mathbf{A}$ und $\mathbf{B}$ werden in jeweils vier Blockmatrizen der Gr\"osse $2^{n-1} \times 2^{n-1}$ aufgeteilt.
Das Matrizen produklt
\begin{equation}
\mathbf{A}\mathbf{B}=
\begin{bmatrix}
\mathbf{A}_{11} & \mathbf{A}_{12}\\
\mathbf{A}_{21} & \mathbf{A}_{22}
\end{bmatrix}
\begin{bmatrix}
\mathbf{B}_{11} & \mathbf{B}_{12}\\
\mathbf{B}_{21} & \mathbf{B}_{22}
\end{bmatrix}
=
\begin{bmatrix}
\mathbf{C}_{11} & \mathbf{C}_{12}\\
\mathbf{C}_{21} & \mathbf{C}_{22}
\end{bmatrix},
\end{equation}
\begin{equation}
\mathbf{C}_{ij} = \sum_{k=1}^n \mathbf{A}_{ik} \mathbf{B}_{kj}
\label{multiplikation:eq:MM_block}
\end{equation}
ist identisch zu der Gleichung \eqref{multiplikation:eq:MM}, f\"ur die Multiplikation wird die Matrizenmultiplikation verwendet.

Der Algorithmus \ref{multiplikation:alg:devide_mm} zeigt den \textit{Divide and Conquer} Ansatz,
Der Grundstruktur dieser Methode besteht aus dem rekursiven Aufruf der Funktion mit den erzeugten Blockmatrizen.
Der rekursive Aufruf wird bis zu der Gr\"osse der Matrizen von $N = 2 \times 2$ durchgef\"uhrt.
\begin{algorithm}\caption{Divide and Conquer Matrix Multiplication}
	\setlength{\lineskip}{7pt}
	\label{multiplikation:alg:devide_mm}
	\begin{algorithmic}
		\Function{MM}{$\textbf{A}, \textbf{B}, n$}
		\If{$n = 2$}
		\State  $ \mathbf{C} \gets zeros(n, n)$
		\State  $C[0, 0] \gets  A[0][0]\cdot B[0][0]+A[0][1]\cdot B[1][0]$
		\State  $C[0, 1] \gets  A[0][0]\cdot B[0][1]+A[0][1]\cdot B[1][1]$
		\State  $C[1, 0] \gets  A[1][0]\cdot B[0][0]+A[1][1]\cdot B[1][0]$
		\State  $C[1, 1] \gets  A[1][0]\cdot B[0][1]+A[1][1]\cdot B[1][1]$
		\Else
		\State  $ m \gets n/2$
		\State $\mathbf{A11}, \mathbf{A12}, \mathbf{A21}, \mathbf{A22} \gets \mathbf{A}[:m][:m], \mathbf{A}[:m][m:], \mathbf{A}[m:][:m], \mathbf{A}[m:][m:]$
		\State $\mathbf{B11}, \mathbf{B12}, \mathbf{B21}, \mathbf{B22} \gets \mathbf{B}[:m][:m], \mathbf{B}[:m][m:], \mathbf{B}[m:][:m], \mathbf{B}[m:][m:]$

		\State $\mathbf{C11} \gets \text{MM}(\mathbf{A11}, \mathbf{B11},n) + \text{MM}(\mathbf{A12}, \mathbf{B21},n)$
		\State $\mathbf{C12} \gets \text{MM}(\mathbf{A11},\mathbf{B12},n) + \text{MM}(\mathbf{A12}, \mathbf{B22},n)$
		\State $\mathbf{C21} \gets \text{MM}(\mathbf{A21}, \mathbf{B11},n) + \text{MM}(\mathbf{A22}, \mathbf{B21},n)$
		\State $\mathbf{C22} \gets \text{MM}(\mathbf{A21}, \mathbf{B12},n) + \text{MM}(\mathbf{A22}, \mathbf{B22},n)$
		\State $  C \gets vstack(hstack(C11, C12), hstack(C21, C22))$

		\EndIf
		\State \textbf{return} $\textbf{C}$

		\EndFunction
	\end{algorithmic}
\end{algorithm}

Die Laufzeit dieser rekursiven Funktion kann mit dem \textit{Master Theorem} \cite{multiplikation:master_theorem} berechnet werden. Das \textit{Master Theorem} bestimmt die Zeitkomplexit\"at von rekursiven Algortihmen.
Ohne auf dieses vertieft einzugehen, bestimmt die Anzahl rekursiver Aufrufe der Funktion die Laufzeit.
In diesem Fall wird die Funktion pro Durchlauf acht mal rekursiv aufgerufen, dies f\"uhrt
\begin{equation} \label{multiplikation:eq:laufzeitdac}
	\mathcal{T}(n) =	8 \cdot \mathcal{T}\left (\frac{n}{2}\right ) + n^2  = \mathcal{O}(n^{\log_2 8}) = \mathcal{O}\left (n^{3} \right )
\end{equation}
zu einer kubischen Laufzeit.
Die Addition zweier Matrizen $\mathbf{A} + \mathbf{B} = \mathbf{C}$ hat eine Laufzeit von $\mathcal{O}(n^{2})$ und kann neben dem dominierendem Anteil von $\mathcal{O}(n^{3})$ ignoriert werden.
In diesem Fall hat der \textit{Divide and Conquer} Ansatz zu keiner Verbesserung gef\"uhrt.


\subsection{Strassen's Algorithmus}

Strassen's Algorithmus \cite{multiplikation:strassen_1969} beschreibt die Matrizenmultiplikation mit einer Vielzahl von Additionen, Subtraktionen und Multiplikationen von Blockmatrizen.
Die grundlegenden Terme
\begin{equation} \label{multiplikation:eq:strassen}
\begin{split}
\text{\textbf{P}}   &= \left(\mathbf{A}_{11} + \mathbf{A}_{22}\right ) \cdot \left(\mathbf{B}_{11} + \mathbf{B}_{22}\right ) \\
\text{\textbf{Q}}  &= \left(\mathbf{A}_{21} + \mathbf{A}_{22}\right ) \cdot \mathbf{B}_{11} \\
\text{\textbf{R}} &= \mathbf{A}_{11} \cdot \left(\mathbf{B}_{12}-\mathbf{B}_{22}\right ) \\
\text{\textbf{S}}  &= \mathbf{A}_{22} \cdot \left(-\mathbf{B}_{11}+\mathbf{B}_{21}\right ) \\
\text{\textbf{T}}   &= \left(\mathbf{A}_{11} + \mathbf{A}_{12}\right ) \cdot \mathbf{B}_{22} \\
\text{\textbf{U}}  &= \left(-\mathbf{A}_{11} + \mathbf{A}_{21}\right ) \cdot \left(\mathbf{B}_{11} + \mathbf{B}_{12}\right ) \\
\text{\textbf{V}} &= \left(\mathbf{A}_{12} - \mathbf{A}_{22}\right ) \cdot \left(\mathbf{B}_{21} + \mathbf{B}_{22}\right )
\end{split}
\end{equation}
aus $\mathbf{A}$ und $\mathbf{B}$, werden f\"ur die Berechnung der Bl\"ocke
\begin{equation} \label{multiplikation:eq:strassen2}
\begin{split}
\mathbf{C}_{11} &= \text{\textbf{P}} + \text{\textbf{S}} - \text{\textbf{T}} + \text{\textbf{V}} \\
\mathbf{C}_{21} &= \text{\textbf{R}} + \text{\textbf{T}} \\
\mathbf{C}_{12} &= \text{\textbf{Q}} + \text{\textbf{S}}\\
\mathbf{C}_{22} &= \text{\textbf{P}} + \text{\textbf{R}} - \text{\textbf{Q}} + \text{\textbf{U}}
\end{split}
\end{equation}
der Matrix $\mathbf{C}$ gebraucht.
\begin{algorithm}\caption{Strassen Matrix Multiplication}
	\label{multiplikation:alg:strassen}
	\setlength{\lineskip}{7pt}
	\begin{algorithmic}
		\Function{strassen}{$\textbf{A}, \textbf{B}, n$}
		\If{$n = 2$}
		\State  $ \mathbf{C} \gets zeros((n, n))$
		\State $P  \gets (A[0][0]+A[1][1])\cdot( B[0][0]+B[1][1])$
		\State   $Q  \gets (A[1][0]+A[1][1])\cdot B[0][0]$
		\State   $R  \gets A[0][0]\cdot (B[0][1]-B[1][1])$
		\State   $S  \gets A[1][1]\cdot (B[1][0]-B[0][0])$
		\State   $T  \gets (A[0][0]+A[0][1])\cdot B[1][1]$
		\State   $U  \gets (A[1][0]-A[0][0])\cdot (B[0][0]+B[0][1])$
		\State   $V  \gets (A[0][1]-A[1][1])\cdot (B[1][0]+B[1][1])$
		\State   $C[0][0]  \gets P+S-T+V$
		\State   $C[0][1]  \gets R+T$
		\State   $C[1][0]  \gets Q+S$
		\State   $C[1][1]  \gets P+R-Q+U$
		\Else
		\State  $ m \gets n/2$
		\State $\mathbf{A11}, \mathbf{A12}, \mathbf{A21}, \mathbf{A22} \gets \mathbf{A}[:m][:m], \mathbf{A}[:m][m:], \mathbf{A}[m:][:m], \mathbf{A}[m:][m:]$
		\State $\mathbf{B11}, \mathbf{B12}, \mathbf{B21}, \mathbf{B22} \gets \mathbf{B}[:m][:m], \mathbf{B}[:m][m:], \mathbf{B}[m:][:m], \mathbf{B}[m:][m:]$

		\State $ \mathbf{P} \gets \text{strassen}((\mathbf{A11}+ \mathbf{A22}),(\mathbf{B11}+\mathbf{B22}), m)$
		\State $ \mathbf{Q} \gets \text{strassen}((\mathbf{A21}+ \mathbf{A22}), \mathbf{B11},m)$
		\State $ \mathbf{R} \gets \text{strassen}( \mathbf{A11},(\mathbf{B12}-  \mathbf{B22}),m)$
		\State $ \mathbf{S} \gets \text{strassen}( \mathbf{A22},(\mathbf{B21}-  \mathbf{B11}),m)$
		\State $ \mathbf{T} \gets \text{strassen}((\mathbf{A11}+ \mathbf{A12}), \mathbf{B22},m)$
		\State $ \mathbf{U} \gets \text{strassen}((\mathbf{A21}- \mathbf{A11}),(\mathbf{B11}+\mathbf{B12}),m)$
		\State $ \mathbf{V} \gets \text{strassen}((\mathbf{A12}- \mathbf{A22}),(\mathbf{B21}+\mathbf{B22}),m)$



		\State   $\mathbf{C11}  \gets \mathbf{P+S-T+V}$
		\State   $\mathbf{C12}  \gets \mathbf{R+T}$
		\State   $\mathbf{C21}  \gets \mathbf{Q+S}$
		\State   $\mathbf{C22}  \gets \mathbf{P+R-Q+U}$
		\State $  C \gets vstack(hstack(C11, C12), hstack(C21, C22))$

		\EndIf
		\State \textbf{return} $\textbf{C}$

		\EndFunction
	\end{algorithmic}
\end{algorithm}
Strassen's Methode wird in der Abbildung \ref{multiplikation:fig:strassen} grafisch dargestellt.
Jedes Feld steht f\"ur eine Multiplikation zweier Matrizenelementen von $\mathbf{A}$ oder $\mathbf{B}$ .
Die gr\"unen Felder auf der linken Seite, zeigen die addition welche f\"ur den dazugeh\"origen Term ben\"otigt wird.
Die sieben Spalten beschreiben die Matrizen $\mathbf{P,Q,R, \dotsb, V}$.
Rote Felder stehen f\"ur eine Subtraktion und die gr\"unen f\"ur eine Addition.
\begin{figure}
	\center
	\includegraphics[width=\linewidth]{papers/multiplikation/images/strassen.pdf}
	\caption{Strassen's Algorithmus}
	\label{multiplikation:fig:strassen}
\end{figure}

Die Funktion wird sieben mal rekursiv aufgerufen.
Dies f\"uhrt zu einer Laufzeit von
\begin{equation} \label{multiplikation:eq:laufzeitstrassen}
\mathcal{T}(n) =
7 \cdot \mathcal{T}(\frac{n}{2}) + n^2  = \mathcal{O}\left(n^{\log_2 7}\right ) = \mathcal{O}\left(n^{2.8074} \right )
\end{equation}
und ist somit schneller als die Standardmethode.

\subsection{Winograd's Algorithmus}

Einen weiteren Ansatz lieferte Shmuel Winograd im Jahre 1968 \cite{multiplikation:winograd_1968}.
Er beschrieb einen neuen Algorithmus f\"ur das
\begin{equation}
	\langle x,y \rangle = \sum_{i=1}^{n}x_i y_i
\end{equation}
Skalarprodukt.
F\"ur jeden Vektor berechne
\begin{equation}
	\xi = \sum_{j=1}^{ \lfloor n/2 \rfloor} x_{2j-1} \cdot x_{2j}
\end{equation}
und
\begin{equation}
	\eta = \sum_{j=1}^{ \lfloor n/2 \rfloor} y_{2j-1} \cdot y_{2j}.
\end{equation}
Das Skalarprodukt ist nun geben mit
\begin{equation}
	\langle x,y \rangle =
	\begin{cases}
	 \displaystyle \quad \sum_{j=1}^{ \lfloor n/2 \rfloor} (x_{2j-1} + y_{2j})(x_{2j}+y_{2j-1})-\xi - \eta & \text{if  $n$ is even}\\
	\displaystyle  \quad \sum_{j=1}^{ \lfloor n/2 \rfloor} (x_{2j-1} + y_{2j})(x_{2j}+y_{2j-1})-\xi - \eta + x_n y_n & \text{if  $n$ is odd}.
	\end{cases}
\end{equation}

Angenommen man hat $N$ Vektoren mit welchen man $T$ Skalarprodukte berechnen m\"ochte.
Daf\"ur werden $N\lfloor n/2 \rfloor + T\lfloor (n+1)/2 \rfloor $ Multiplikationen ben\"otigt.

Eine Matrizenmultiplikation mit $\mathbf{A}$ einer $m \times n$ und $\mathbf{B}$ einer $n \times p$ Matrix, entspricht $N=m+p$ Vektoren mit welchen man $T=mp$ Skalarprodukte berechnet.
Dies f\"uhrt zu
\begin{equation}
		(m+p) \left \lfloor \frac{n}{2} \right \rfloor + mp \left \lfloor \frac{n+1}{2} \right \rfloor = \frac{mn}{2} + \frac{pn}{2} + \frac{mpn}{2} + \frac{mp}{2}
\end{equation}
Multiplikationen.
Wenn $m,p,n$ gross werden, dominiert der Term $\frac{mpn}{2}$ und es werden $\frac{mpn}{2}$ Multiplikationen ben\"otigt.
Was im Vergleich zu den $mpn$ Multiplikation der Standardmethode nur die H\"alfte ist.
Die Implementation kann Algorithmus \ref{multiplikation:alg:winograd} entnommen werden.

\begin{algorithm}\caption{Winograd Matrix Multiplication}
	\setlength{\lineskip}{7pt}
	\label{multiplikation:alg:winograd}
	\begin{algorithmic}
		\Function{Winograd}{$\textbf{A}, \textbf{B}, n$}
		\State  $ m \gets rows(\mathbf{A})$
		\State  $ n \gets columns(\mathbf{A}) == rows(\mathbf{B})$
		\State  $ p \gets columns(\mathbf{B})$
		\State  $ \mathbf{\xi} \gets zeros(m)$
		\State  $ \mathbf{\eta} \gets zeros(p)$


		\For{$i = 0,1,2 \dots,m-1$}
		\For{$j = 0,1,2 \dots,\lfloor n/2 \rfloor-1$}
		\State $\xi[i] \gets \xi[i]+A[i,2 j]A[i,2 j+1]$
		\EndFor
		\EndFor

		\For{$i = 0,1,2 \dots,p-1$}
		\For{$j = 0,1,2 \dots,\lfloor n/2 \rfloor-1$}
		\State $\eta[i] \gets   \eta[i]+B[2 j,i]B[2 j+1,i]$
		\EndFor
		\EndFor

		\If{$n \% 2 == 0$}
		\For{$i = 0,1,2 \dots,m-1$}
		\For{$j = 0,1,2 \dots,p-1$}
		\State $ab \gets 0$
		\For{$k = 0,1,2 \dots,\lfloor n/2 \rfloor-1$}
		\State $ab \gets ab + (A[i,2k]+B[2k+1,j])(A[i,2k+1]+B[2k,j])$
		\EndFor
		\State $C[i,j] \gets ab-\eta[j]-\xi[i]$
		\EndFor
		\EndFor
    \Else
		\For{$i = 0,1,2 \dots,n-1$}
		\For{$j = 0,1,2 \dots,n-1$}
		\State $ab \gets 0$
		\For{$k = 0,1,2 \dots,\lfloor n/2 \rfloor-1$}
		\State $ab \gets ab + (A[i,2k]+B[2k+1,j])(A[i,2k+1]+B[2k,j])$
		\EndFor
		\State $C[i,j] \gets ab-\eta[j]-\xi[i]+A[i,-1]B[-1,j]$
		\EndFor
		\EndFor
		\EndIf
		\State \textbf{return} $\textbf{C}$

		\EndFunction
	\end{algorithmic}
\end{algorithm}

\subsection{Basic Linear Algebra Subprograms (BLAS)}

die gebr\"uchlichen Methode f\"ur die Anwendung einer optimierten Matrizenmultiplikation ist die Verwendung einer Subrutine aus den \textit{Basic Linear Algebra Subprograms (BLAS)}  \cite{multiplikation:BLAS}.
Die meisten Numerischen Bibliotheken von High-Level Skriptsprachen wie \texttt{Matlab}, \texttt{NumPy (Python)}, \texttt{GNU Octave} oder \texttt{Mathematica} ben\"utzen eine Form von \textit{BLAS}. 

\textit{BLAS} sind dabei in drei unterschiedliche Levels aufgeteilt.

\begin{itemize}
	\item Level 1
	\begin{itemize}
		\item Operationen der Art: $\mathbf{y} \leftarrow \alpha \mathbf{x}+\mathbf{y}$
		\item Dieses Level hat $\mathcal{O}(n)$ karakteristik 
	\end{itemize}
	\item Level 2
	\begin{itemize}
		\item Operationen der Art: $\mathbf{y} \leftarrow \alpha \mathbf{A}\mathbf{x}+\beta  \mathbf{y}$
		\item Dieses Level hat $\mathcal{O}\left(n^2\right)$ karakteristik 
		\end{itemize}
		\item Level 3
		\begin{itemize}
			\item Operationen der Art: $\mathbf{C} \leftarrow \alpha \mathbf{A}\mathbf{B}+\beta\mathbf{C}$
			\item Dieses Level hat $\mathcal{O}\left(n^3\right)$ karakteristik 
			\end{itemize}
\end{itemize}

Die \textit{BLAS} sind auf die modernen Computer Prozessoren optimiert und k\"onnen dank einer ausgek\"ugelter Verwedung der Speicher Architektur zur erheblichen Leistungoprimierung f\"uhren.


\subsubsection{General Matrix Multiplication (GEMM)}

Die \textit{Double-GEMM} ist in \cite{multiplikation:DGEMM} definiert als:

\textit{DGEMM  performs one of the matrix-matrix operations}
$$
 C := \alpha \cdot op( A )\cdot op( B ) + \beta \cdot C,
 $$
 \textit{where  op( X ) is one of}
$$
op( X ) = X  \quad \text{ or } \quad  op( X ) = X^T,
$$
 \textit{alpha and beta are scalars, and A, B and C are matrices, with op( A )
 an m by k matrix,  op( B )  a  k by n matrix and  C an m by n matrix.
 }

Die Implementaion von $\alpha\mathbf{A}\mathbf{B} + \beta \mathbf{C} = \mathbf{C}$, wobei  $\alpha = 1.0$ und $\beta = 0.0$ in der \texttt{C}-Version von \textit{BLAS}, ist als
\begin{lstlisting}[style=multiplikationC]
cblas_dgemm(CblasRowMajor, CblasNoTrans, CblasNoTrans,
      m, n, k, 1, A, m , B, k, 0, C, m);
\end{lstlisting}
definiert.



\section{Implementation}
\rhead{Implementation}
\textcolor{red}{TODO: messresultate}

Folgende Algorithmen wurden jweiles in \texttt{C} und \texttt{Python} implementiert.
\begin{itemize}
	\item Standard Matrizenmultiplikation
	\item \textit{Devide and Conquer} Matrizenmultiplikation
	\item Strassen's Matrizenmultiplikation
	\item Winograd's Matrizenmultiplikation
	\item \texttt{CBLAS} Matrizenmultiplikation in \texttt{C}
	\item \texttt{Numpy} Matrizenmultiplikation in \texttt{Python}
\end{itemize}

\section{Fazit}
\rhead{Fazit}

Wie man in \textcolor{red}{hyperlink Messresultate} gesehen haben, sind die geziegten Algorithmen, trotz den theoretisch geringeren Zeitkomplexitäten, den Implementationen der numerischen Bibliotheken klar unterlegen.
Einen optimierten Speicherzugriff hat einen weitaus grösseren Einfluss auf die Laufzeit als die Zeitkomplexität des Algorithmus.

Doch haben Entdeckungen wie jene von Strassen und Winograd ihre Daseinsberechtigung.
Nicht auf jeden Computersystemen können die \textit{BLAS} angewandt werden.
Denke man an sehr keleine Mikrocontroller ohne Floatingpoint Recheneinhieten oder auch an \textit{Field Programmable Gate Arrays (FPGA's)}.
Sobland sehr grosse Matrizen multipliziert werden müssen und eine Addition in weniger Taktzyklen als eine Multiplikation durcheführt werden kann, können die gezeigten Algorithmen von Vorteil sein.
