バローズ - ウィーラーによる高速かつ正確な短い読み取りアライメント変換
バローズ-ウィーラーの高速かつ正確な短い読み出し調整は、変換
本論文では、生体情報、BWAのアルゴリズム設計を。
1. BWT変換
T = RUOSHUIを仮定は、
文字が後ろに任意の文字T T $より小さい加え、X = RUOSHUI $の
Xサイクルが文字列のセットに結合された後に得られた文字列は、N * Nの行列をシフト
0 $ RUOSHUIを
1 UOSHUI $ R＆LT
2 OSHUI $ RU
。3 SHUI $ RUO
。4 HUI $ RUOS
。5 UI $ RUOSH
。6 I $ RUOSHU
。7 $ RUOSHUI
ソートアルファベット行列Mの後に得られた
0.7 $ RUOSHUI
。1. 4 HUI $ RUOS
2. 6 I $ RUOSHU
。3 RU OSHUI $ 2
。4 RUOSHUI $ 0
。5 3 $ RUO SHUI
。6. 5 $ RUOSH UI
。7. 1 $ R＆LT UOSHUI
BWTは、文字列L = "ISUU $ OHR"を得るために変換、
接尾辞配列S = [7,4,6,2,0,3,5,1]
ドメインサフィックスアレイ2
列は、検索する文字列X、W、フィールドアレイである場合、XにおけるRサフィックスアレイ- （W）R_（W） 、R（W）R（W） これは、間隔W接尾辞配列で発現させました。
Wが空の文字列である場合は、R - （W）R_（W）= 1、R（W）R（W）= |。W | -1
C（A）、文字列表現のX表に示すように、まず、行列Mの行数に登場
I $ H O R＆LT S U-
C（A）0 6 5 4 3 1 2
O（I）中の[I]表Lに示すように、文字が表示された回数を表します。
L I S U-U- $ O H R＆LT
0 1 2 3 4 5 6 7
$ 0 0 0 0 1 1 1 1
H 0 0 0 0 0 0 1 1
I. 1. 1. 1. 1. 1. 1. 1 1
0 0 0 0 0 1 1 1
R＆LT 0 1 0 0 0 0 0
U 0 1 0 2 2 2 2 2
3ピンポイント
AW、式
R - （AW）= C（ A）+ O（R - （W）-1）+ 1R_（ AW）= C（A）+ O（A、R_（Wである）-1）+ +1の
R（AW）= C（A）+ O（A、R（Wである））R （AW）= C（A） + O（R（W））
正確に決定AW接尾番号フィールド
かもしれないが、Y接尾文字列リクエスト数フィールド、上記の式を用いて決定しました。これは、バックエンドの外観と呼ばれています。
4.非完全検索
マッチを表す非正確な検索文字列は、zの差を超えません。一つは、穴が現れると間違っています。再帰的を使用して計算。次のように具体的な方法があります
InexactSearch( W, z )
CalculateD( W )
return inexRecur( W, |W| - 1, z, 1, |X| - 1 )
CalculateD( W )
j = 0
z = 0
for ( i = 0; i < |W| ; ++i ){
if ( W[j,i] is not substring of W ){
z = z + 1
j = i + 1
}
D(i) = z
}
inexRecur( W, i, z, k, l )
if z < D(i)
return NULL
if i < 0
return {[k, l]}
I = NULL
I = I U inexRecur( W, i - 1, z - 1, k , l )
for each b in {A, G, C, T }
k = C(b) + O ( b, k - 1 ) + 1
l = C(b) + O ( b, l )
if k <= l
I = I U inexRecur( W, i , z- 1 , k , l )
if b = W[i]
I = I U inexRecur( W, i - 1, z, k, l )
else
I = I U inexRecur( W, i - 1, z - 1, k, l )
return I