Редактирование: Участник:Dominica

Перейти к: навигация, поиск

Внимание! Вы не авторизовались на сайте. Ваш IP-адрес будет публично видимым, если вы будете вносить любые правки. Если вы войдёте или создадите учётную запись, правки вместо этого будут связаны с вашим именем пользователя, а также у вас появятся другие преимущества.

Правка может быть отменена. Пожалуйста, просмотрите сравнение версий, чтобы убедиться, что это именно те изменения, которые вас интересуют, и нажмите «Записать страницу», чтобы изменения вступили в силу.
Текущая версия Ваш текст
Строка 1: Строка 1:
<tex dpi = "200" >1 \mid\mid \sum w_i U_i</tex>
+
Ажтаи (Ajtai), Комлос (Komlos) и Шимереди (Szemeredi) сконструировали сортирующую сеть на N входов глубины <tex> O(\log N) </tex>, при они не углублялись в исследование значения константы, получавшейся при правильном соблюдении необходимой ассимптотики. Впоследствии Патерсон выяснил, что <tex> O(\log N) </tex> можно заменить на <tex> c\log_2 N </tex> с константой приблизительно равной <tex> 6100 </tex>. Здесь будет описана более поздняя реализация, которая включает в себя меньшую константу <tex>c</tex>, а именно, будет доказано, что для любого целого числа <tex>N</tex> такого,что <tex>N \ge 2^{78}</tex> существует сортирующая сеть на <tex>N</tex> входов, такая, что  глубина в худшем случае будет <tex>1830 \log_2 N - 58657 </tex>.
{{Утверждение
 
|id=krit_dol3
 
|statement=
 
Критерии Делоне для ребер и треугольников равносильны.
 
|proof=
 
[[Файл:dol3.png|400px|thumb|right|]]
 
Из треугольника в ребра: если для каждого треугольника выполнен критерий, то для каждого ребра можно рассматривать плоскость при любом треугольнике при ребре.
 
Обратно: Рассмотрим треугольник <tex>ABC</tex>, для каждого из ребра можно провести плоскость и они образуют трехмерный угол, снаружи которого нет точек. В пересечении угла и плосокости <tex>ABC</tex> образуется тетраэдр. Если в нем есть точки, то точки есть внутри треугольника, тогда это не триангуляция <tex>\implies</tex> точек в тетраэдре нет <tex>\implies</tex> плоскостью <tex>ABC</tex> можно отделить пространство с точками <tex>\implies</tex> выполняется глобальный критерий.
 
}}
 
Будем называть '''хорошими''' те рёбра, для которых выполняется локальный критерий Делоне.
 
{{Лемма
 
|about=4
 
|id=fliplemmasphere
 
|statement=
 
Из двух рёбер, которые можно провести для пары треугольников, как минимум одно хорошее.
 
|proof=
 
}}
 
 
 
{{nohate2}}
 
{{wasted}}
 
{{под кат
 
|title = Заголовок блока
 
|content = Содержимое
 
|frame-style = border:1px solid Plum
 
|title-style = color:black;background-color:lavender;font-weight:bold
 
|content-style = color:black;background-color:ghostwhite;text-align:center
 
|footer = См. [[другая статья|другую статью]]
 
|footer-style = background-color:lightgray;text-align:right
 
}}
 
{{Задача
 
|definition= Есть один станок и <tex>n</tex> работ. Для каждой работы заданы время выполнения <tex> p_i,</tex> дедлаин <tex>d_i</tex> и стоимось выполнения этой работы <tex>w_i \geqslant 0</tex>.
 
Необходим минимизировать <tex>\sum w_i U_i</tex>.
 
}}
 
  
==Решение==
+
Основными составяющими этой конструкции будут сортирующие сети на <tex>M</tex> входов, такие ,что <tex>M</tex> относительно мало. Мы назовем их <tex>M</tex>-сортировщиками.  Для любых выбранных положительных целых чисел <tex>M</tex> и <tex>N</tex>  таких что <tex> N \ge M</tex>, конструкция будет включать в себя <tex>N</tex> проводов, и будет сделана из <tex>M</tex>-сортировщиков, глубина которых в худшем случае <tex>(48 + о(1))\log_MN + 115</tex> при <tex>M \to \inf</tex>.
Применим для решения данной задачи [[Динамическое программирование|динамическое программирование]].
+
(Стоит отметить, что асимптотическое <tex>o(1)</tex> здесь относится к <tex>M</tex>, а не к <tex>N</tex>).
  
Обозначим <tex>T = \sum\limits_{i=1}^n p_i</tex>.
+
== Представление в виде дерева и разделители ==
Для всех <tex>t = 0, 1, \ldots, T </tex> и <tex>j = 1, \ldots, n</tex> будем рассчитывать <tex>F_j(t)</tex> {{---}} значение целевой функции, при условии, что были рассмотрены первые <tex>j</tex> работ и общее время выполнения тех из них, что будут закончены вовремя, не превышает времени <tex>t</tex>.
 
#Если <tex>0 \leqslant t \leqslant  d_j </tex> и работа <tex>j</tex> успевает выполниться вовремя в расписании, соответствующем <tex>F_j(t)</tex>, то <tex>F_j(t) = F_{j- 1}(t - p_j)</tex>, иначе <tex>F_j(t) = F_{j- 1}(t) + w_i</tex>.
 
#Если <tex>t > d_j</tex>, то <tex>F_j(t) = F_{j}(d_j)</tex>, поскольку все работы с номерами <tex>j = 1, \ldots, j</tex>, законченные позже, чем  <tex> d_j \geqslant \ldots \geqslant d_1 </tex>,  будут выполнены с опозданием.
 
  
Отсюда, получим соотношение:
+
Сначала введем все необходимые понятия для построения сортирующей сети.
<p>
 
<tex>
 
F_j(t) =
 
\left \{\begin{array}{ll} \min(F_{j-1}(t-p_j), F_{j-1}(t) + w_j), &  0 \leqslant t \leqslant  d_j \\
 
F_j(d_j), &  d_j < t < T
 
\end{array} \right.
 
</tex>
 
</p>
 
В качестве начальных условий следует взять <tex>F_j(t) = \infty </tex>  при  <tex>t < 0, j = 0,\ldots, n </tex>  и  <tex>F_0(t) = 0 </tex>  при  <tex>t \geqslant 0 </tex>.
 
  
Ответом на задачу будет <tex>F_n(d_n)</tex>.
+
{{Определение
 
+
|definition=
Приведенный ниже алгоритм вычисляет <tex>F_j(t)</tex> для <tex>j = 0,\ldots, n </tex> и <tex>t = 0,\ldots, d_j </tex>. За <tex>p_{max}</tex> обозначим самое большое из времен выполнения заданий.
+
'''Идеальным разделителем''' будем называть сеть, выходные провода которой разделены на K  блоков одинакового размера, таких, что принимая на вход любые <tex>a</tex> значений, сеть размещает первые <tex>a/k</tex> минимальные по величине  ключи в первый блок, следующие <tex>a/k</tex> по величине ключи – во второй, и т.д.
 
+
}}
  отсортиртировать работы по неубыванию времен дедлайнов <tex>d_i</tex>
+
Эти идеальные разделители могут быть использованы как модули для построения сортирующей сети на <tex>N</tex> входов, где <tex>N  = k^d</tex> для некоторого положительного числа d. Такая сеть будет представлять собой композицию сетей <tex>N_0, N_1, N_2 \dots N_{d-1}</tex>, где <tex>N_t</tex> – парраллельная композиция <tex>k^t</tex> идеальных разделителей одинакового размера. <tex>k^{d - t}</tex> Выходных проводов уровня <tex>N_t</tex> разделены на <tex>k</tex> блоков одинакового размерв и каждый из этих блоков формирует вход для идеального разделителя из N_{t+1}.
  <tex>t_1</tex> = <tex>r_1</tex>
+
Можно рассмотреть другую интерпретацию этой конструкции. k^d входных данных мы будем рассматривать как листья полного k-ичного дерева глубины d;  каждый модуль(разделитель) из N_t будем считать узлом, находящимся на высоте t  в нашем дереве. Будем считать, что в каждый момент времени t = 0, 1, 2, ... в - 1 входные провода распределены по всему уровню t нашего дерева. В то же время, каждый узел х на t уровне принимает k^{d - t} проводов и эти провода затем используются как вход  для идеального разделителя который разбивает их на k блоков одинакового размера в промежуток времени между t  и t + 1. Выходные провода из  j получившегося блока идут в j ребенка вершины x. К моменту времени d каждый лист дерева содершит в себе только один провод, а этот провод содержит в себе значение, которое и приписывается к листу.
  '''for''' <tex>t = -p_{max}</tex> '''to''' <tex>-1</tex>
 
    '''for''' <tex>j = 0</tex> '''to''' <tex>n</tex>
 
      F_j(t) = \infty
 
  '''for''' <tex>t = 0</tex> '''to''' <tex>T</tex>
 
    F_0(t) = 0
 
  '''for''' <tex>j = 1</tex> '''to''' <tex>n</tex>
 
    '''for''' <tex>t = 0</tex> '''to''' <tex>d_j</tex>
 
      '''if''' <tex> F_{j-1}(t) + w_j  < F_{j-1}(t-p_j) </tex>  
 
        <tex> F_j(t) = F_{j-1}(t) + w_j </tex>
 
      '''else'''
 
        <tex> F_j(t) = F_{j-1}(t-p_j) </tex>
 
    '''for''' <tex>t = d_j + 1</tex> '''to''' <tex>T</tex>
 
      <tex> F_j(t) = F_{j}(d_j) </tex>
 
 
 
Время работы данного алгоритма {{---}} <tex>O(n \sum\limits_{i=1}^n p_i)</tex>.
 
 
 
Для того, чтобы найти само расписание, по доказанной ниже лемме, нам достаточно найти множество работ, которые будут выполнены с опозданием. Это может быть сделано следующим способом:
 
  t = d_n
 
  L = \varnothing
 
  '''for''' <tex>j = n</tex> '''downto''' <tex>1</tex>
 
    <tex>t = \min(t, d_j)</tex>
 
    '''if''' <tex> F_j(t) = F_{j-1}(t) + w_j </tex>
 
      <tex> L = L \cup \{j\} </tex> </tex>
 
    '''else'''
 
      <tex> t = t - p_j </tex>
 
  
==Доказательство корректности и оптимальности==
+
К сожалению, эта схема описывает сортирующую сеть глубины <tex>\Omega((\log_k N)(\log_m N)) </tex>: каждый идеальный разделитель на а проводов, если его делать из М-разделителей, должен иметь глубину более чем <tex>\log_M(\dfrac{k-1}{k}a). (Чтобы осознать это, заметим, что для каждого выхода y должно быть более чем <tex>\dfrac{k -1}{k}a</tex> входов x , таких, что ключ мог бы дойти от x до y). К счастью, схему можно переделать так, чтобы она описывала сортирующую сеть глубины <tex>O(\log_M N)</tex> : идеальные разделители можно заменить на более слабые модули константной глубины,чья слабость будет компенсироваться более сложным перемещением ключей через дерево.
 
 
{{Лемма
 
|id=lemma1
 
|statement= Пусть все работы отсортированы в порядке неубывания дедлайнов <tex>d_i</tex>.
 
Тогда существует оптимальное расписание вида <tex>i_1, i_2, \ldots, i_s, i_{s+1}, \ldots, i_n </tex>, такое, что  <tex>i_1 < i_2 < \ldots < i_s </tex> {{---}} номера работ, которые успеют выполниться вовремя, а  <tex>i_{s+1}, \ldots, i_n </tex> {{---}} номера просроченных работ.
 
|proof= Пусть у нас есть некоторое оптимальное раписание <tex>S</tex>. Получим необходимое нам расписание путем переставления некоторых работ.
 
#Если работа с номером <tex> i</tex>  выполнится  в <tex>S</tex> с опозданием, то переставим эту работу в конец. При этом, так как работа просрочна в оптимальном расписании <tex>S</tex>, при такой перестановке не произойдет увеличения целевой функции.  
 
#Если работы с номерами <tex>i</tex> и <tex>j</tex> в расписании <tex>S</tex> выполняются вовремя, но при этом <tex>d_i < d_j </tex>, но <tex>j</tex> стоит в <tex>S</tex> раньше <tex>i</tex>. Тогда переставим работу с номером <tex>j</tex> так, чтобы она выполнялась после работы <tex>i</tex>. Таким образом, каждая из работ, находившихся в <tex>S</tex> между <tex>j</tex> и <tex>i</tex>, включая <tex>i</tex>, будет выполняться в новом расписании на <tex>p_j</tex> единиц времени раньше. Эта перестановка не повлияет на оптимальнось расписания:
 
#*Ни одна из работ, котарая успевала выполниться в расписании <tex>S</tex>, не попадет в список просроченных работ при переставлении её на более раннее время.
 
#*Число работ, не успевающих выполниться вовремя, не может уменьшится, иначе бы возникло противоречие в исходным выбором <tex>S</tex>, как оптимального решения.
 
#*Поскольку <tex>d_i < d_j </tex> и работа <tex>i</tex> будет заканчиваться на <tex>p_j</tex> единиц времени раньше, то стоящая сразу послее нее работа <tex>j</tex> тоже будет успевать выполниться.
 
}}
 
  
==См. также ==
+
Слабые модули мы назовем сепараторами. У каждого такого сепаратора есть а выходных проводов, которые делятся на блоки <tex> F_1, B_1, B_2, \dots, B_k, F_2 </tex> так, что <tex> |F_1| = |F_2|</tex> <tex> |B_1| = |B_2| = \dots = |B_k| </tex>;
* [[Классификация задач]]
 
* [[1ripipsumwu|<tex> 1 \mid r_i,p_i=p \mid \sum w_i U_i</tex>]]
 
* [[1pi1sumwu|<tex>1 \mid p_{i} = 1 \mid \sum w_{i}U_{i}</tex>]]
 
* [[R2Cmax|<tex>R2 \mid \mid C_{max}</tex>]]
 
  
== Источники информации ==
+
Как правило, "обрамляющие блоки" <tex>F_1</tex> и <tex>F_2</tex> гораздо меньше всех остальных. В каком-то смысле, можно сказать, что сепаратор аппроксимирует идеальный разделитель. Тогда будем измерять точность аппроксимации величинами <tex> \delta_F, \varepsilon_F </tex> и <tex>\varepsilon_B</tex>. Сортирующая сеть, с такими же выходными проводами как и наш сепаратор, принимая на вход I, состоящее из a отдельных проводов, распределяет соответствующие <tex>I_j</tex> в выходные блоки <tex>B_j</tex>. Сераратор же распределяет вход <tex>I</tex> таким образом, что 1) для каждого <tex> j = 1, 2, \dots, k, </tex> не более <tex>\varepsilon_B a</tex> ключей из <tex>I_j</tex> не попадут в <tex>B_j</tex>.
* P. Brucker. Scheduling Algorithms (2006), 5th edition, стр. 26 - 28
+
2)для каждого целого j такого, что <tex>1\le j\le \delta_F|F_i|</tex>не более <tex>\varepsilon_F j</tex> из <tex>j</tex> самых маленьких чисел могут не попасть в <tex>F_1</tex> и не более <tex>\varepsilon_F j</tex> из <tex>j</tex> самых больших чисел могут не попасть в <tex>F_2</tex>
 +
Что касается перемещения значений в дереве, то в момент времени <tex>t = 0</tex>  все <tex>k^d</tex> проводов входят в корень. Между временами <tex> t</tex> и <tex>t + 1</tex> каждый узел <tex>x</tex>, в который входят какие-нибудь провода, использует эти а проводов как вход для сепаратора, с разумно выбранным размером для выходных блоков. Провода из каждого выходного блока <tex>B_j</tex> посывлаются в <tex>j</tex>того сына узла <tex>x</tex>а провода попавшие в <tex>F_1</tex> или <tex>F_2/tex> посылаются обратно к родителю <tex>x</tex>. (Если <tex>x</tex>. - корень, то <tex>F_1</tex> и <tex>F_2</tex> должны быть пустыми. Так как  <tex>F_1</tex> и <tex>F_2/tex> сравнительно маленькие, то большинство значений провалится ниже к листам дерева;  так как сепаратор не идеальный, то некоторые ключи могут быть посланы вниз в неправильном направлениии. Свойство 1) гарантирует, что очень малое количество собъется с пути, а свойство 2) гарантирует, что большинство из этих ключей вернутся назад и смогут исправить свое положение позже.

Пожалуйста, учтите, что любой ваш вклад в проект «Викиконспекты» может быть отредактирован или удалён другими участниками. Если вы не хотите, чтобы кто-либо изменял ваши тексты, не помещайте их сюда.
Вы также подтверждаете, что являетесь автором вносимых дополнений, или скопировали их из источника, допускающего свободное распространение и изменение своего содержимого (см. Викиконспекты:Авторские права). НЕ РАЗМЕЩАЙТЕ БЕЗ РАЗРЕШЕНИЯ ОХРАНЯЕМЫЕ АВТОРСКИМ ПРАВОМ МАТЕРИАЛЫ!

Чтобы изменить эту страницу, пожалуйста, ответьте на приведённый ниже вопрос (подробнее):

Отменить | Справка по редактированию (в новом окне)