1precpmtnrifmax — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
(Время работы)
(Общий алгоритм)
Строка 27: Строка 27:
 
  MakeSchedule()
 
  MakeSchedule()
 
  1    Modify()
 
  1    Modify()
  2    B = Blocks(<tex> \{1 \ldots n \} </tex>)
+
  2    B <tex> \leftarrow </tex> Blocks(<tex> \{1 \ldots n \} </tex>)
  3    ans = - <tex> \infty </tex>
+
  3    ans <tex> \leftarrow </tex> <tex> -\infty </tex>
  4    for (<tex> B_i \in </tex> B):
+
  4    for (<tex> B_i \in B</tex>):
  5      ans = <tex> \max </tex> (ans, Decompose(<tex> B_i </tex>))
+
  5      ans = max(ans, Decompose(<tex> B_i </tex>))
 
  6    return ans
 
  6    return ans
  

Версия 21:16, 3 июня 2012

Постановка задачи

Задача [math] 1 \mid prec, pmtn, r_i \mid f_{max} [/math] является обобщением [math]1 \mid prec \mid f_{max}[/math], но здесь у работ также есть времена появления, раньше которых их делать запрещено, и их можно прерывать.

Алгоритм

Работу будем обозначать просто ее номером ([math] i [/math]), при этом, номера работ могут меняться в зависимости от того, по какому параметру они отсортированы. Время появления работы — [math] r_i [/math], время, требуемое для ее выполнения — [math] p_i [/math]. Множество ребер графа обозначается как [math] E [/math].

Modify

Для начала, модифицируем времена появления работ. Если работа [math] j [/math] зависит от [math] i [/math], то, очевидно, она не может быть начата раньше, чем закончится выполнение </tex> i </tex>, поэтому нужно заменить [math] r_j [/math] на [math] \max(r_j, r_i + p_i) [/math]. Алгоритм, делающий это, представлен ниже (работы рассматриваются в порядке топологической сортировки):

Modify()
1    for i [math] \in \{ 1 \ldots n \} [/math]
2      for j: ij [math] \in E [/math]
3        [math] r_j \leftarrow \max(r_j, r_i + p_i) [/math] 

После выполнения этого алгоритма для любых двух работ [math] i, j [/math], таких, что [math] j [/math] зависит от [math] i [/math], выполняется [math] r_j \gt r_i [/math], поэтому, при рассмотрении работ в порядке неубывания времен их появления, они также будут топологически отсортированы.

Blocks

Здесь и далее считается, что работы отсортированы в порядке неубывания модифицированных [math] r_i [/math].

Decompose

Идея следующая: допустим, у нас есть блок работ, который можно выполнить без прерываний. Найдем работу [math]i[/math], которую выгодно выполнить последней. Разобъем оставшееся множество работ на блоки, решим задачу для этих блоков рекурсивно и вставим [math] i [/math] в промежутки между этими блоками, до них и после них, начиная с [math] r_i [/math].

Общий алгоритм

Выполним Modify(), после чего разобъем все множество работ на блоки и для каждого блока запустим Decompose():

MakeSchedule()
1    Modify()
2    B [math] \leftarrow [/math] Blocks([math] \{1 \ldots n \} [/math])
3    ans [math] \leftarrow [/math] [math] -\infty [/math]
4    for ([math] B_i \in B[/math]):
5      ans = max(ans, Decompose([math] B_i [/math]))
6    return ans

Время работы

Теорема:
Время работы алгоритма MakeSchedule() — [math] O(n^2) [/math] операций.
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

Обозначим за [math] P(n) [/math] время, необходимое для выполнения алгоритма MakeSchedule() на n работах. Очевидно, для корректно определенной функции P в силу структуры алгоритма должно выполняться неравенство:

[math] P(n) \ge сn + \sum\limits_{i = 1}^{k} P(n_i) [/math]

Здесь [math] n_i [/math] - размер блока с номером [math] i [/math], построенного алгоритмом Blocks(). Заметим, что [math] \sum\limits_{i = 1}^{k} n_i = n - 1[/math].

Если [math] P(n) = an^2 [/math], то имеем:

[math] an^2 \ge cn + a \sum\limits_{i = 1}^{k} n_i^2 [/math]

Так как [math] n^2 \gt (n - 1)^2 = (\sum\limits_{i = 1}^{k} n_i)^2 = \sum\limits_{i = 1}^{k} n_i^2 + 2\sum\limits_{\substack{i, j = 1\\ i \ne j}}^{k} n_i n_j [/math], то можно переписать неравенство в следующем виде:

[math] 2a \sum\limits_{\substack{i, j = 1\\ i \ne j}}^{k} n_i n_j \ge cn [/math]

Чтобы получить максимальную нижнюю оценку на [math] a [/math], оценим снизу [math] \sum\limits_{i, j = 1}^{k} n_i n_j [/math]:

Так как [math] \sum\limits_{\substack{i, j = 1\\ i \ne j}}^{k} n_i n_j \ge \sum\limits_{\substack{i, j = 1\\ i \ne j}}^{k} 1 \cdot n_j = \sum\limits_{j = 1}^{k} (k - 1) n_j = (k - 1) (n - 1) \ge \frac{nk}{4}[/math]

Значит, при [math] a \ge \frac{c}{2} \frac{n}{\frac{nk}{4}} = \frac{2c}{k} [/math] требуемое неравенство будет выполняться.
[math]\triangleleft[/math]