DYNAMICKÉ PROGRAMOVÁNÍ A PROBLÉM BATOHU

Transkript

1 ČVUT V PRAZE FAKULTA INFORMAČNÍCH TECHNOLOGIÍ JAN SCHMIDT A PETR FIŠER MI-PAA DYNAMICKÉ PROGRAMOVÁNÍ A PROBLÉM BATOHU EVROPSKÝ SOCIÁLNÍ FOND PRAHA A EU: INVESTUJEME DO VAŠÍ BUDOUCNOSTI

2 Dynamické programování Dynamické programování je vždy spojeno s dekompozicí. Pro 0/1 problém batohu i existují nejméně dvě dekompozice: podle celkové ceny podle kapacity batohu Dekompozice podle celkové ceny Označme E(i, c) instanci 0/1 inverzního problému batohu ii se zadanou cenou c, která vznikne z řešené instance omezením na prvých i věcí. Označme dále W(i, c) sumární hmotnost věcí řešené instance. Pak platí W(0,0) = 0 W(0,c) = pro všechna c > 0 W(i+1, c) = min(w(i, c), W(i, c-c i+1)+w i+1) pro všechna i > 0. Z výsledných řešení W(n, c) vybereme řešení, pro které je W(n, c) < M pro největší c. Je zřejmé, že řešení můžeme omezit na c menší nebo rovné součtu cen všech věcí. Výše uvedená závislost je pro dynamické programování charakteristická. Postup řešení lze formulovat buď rekurzí (řešit problémy E(n, c) pro všechna c a rekurzivně potřebné podproblémy) nebo dopředně - začít s E(0, c) pro všechna c a generovat všechna možná řešení problémů E(i, c) pro i = 1,, n. Je třeba zabránit tomu, aby byl jeden a týž problém řešen opakovaně, jinak se ztrácejí přednosti metody. Dekompozice podle kapacity Abychom stanovili optimální řešení pro n věcí, musíme znát 1. optimální řešení problému s vyjmutou n-tou věcí (v případě, že n-tá věc v optimálním řešení není) 2. optimální řešení problému s vyjmutou n-tou věcí a kapacitou batohu sníženou o hmotnost té věci (v případě, že n-tá věc je součástí optimálního řešení). Srovnáme-li obě varianty, zjistíme, zda n-tá věc má být v optimálním řešení. Rekurzivně opakujeme, až dostaneme triviální podúlohy. Řešení podúloh je třeba zaznamenávat k opakovanému použití. Možný algoritmus Nechť (X n, C n, m) = KNAP(V, C, M) je algoritmus řešící instanci problému batohu danou (V, C, M) a vracející vektor X, celkovou cenu C n a celkovou váhu m. Pak můžeme KNAP napsat jako následující pseudokód. Tečka je zde operátor zřetězení: function KNAP (V, C, M) if istrivial(v, C, M) return trivialknap(v, C, M);

3 // ukončení rekurze, je-li instance triviální (X0, C0, m0) = KNAP(V-{vn}, C-{cn}, M); // vyřeš batoh, ve kterém n-tá věc není (X1, C1, m1) = KNAP(V-{vn}, C-{cn}, M-vn); // vyřeš batoh, ve kterém n-tá věc je if (C1+cn) > C0 return(x1.1, C1+cn, m1+vn); // jaká varianta je lepší? else return(x0.0, C0, m0); function istrivial(v, C, M) return(isempty(v) or M=0 or M<0); Až dosud uvedený algoritmus je prohledáváním do hloubky. Protože pokaždé voláme funkci dvakrát a hloubka rekurze je n, je složitost 2 n. Nicméně, některé instance řešíme vícekrát a můžeme tedy uschovávat řešení. Protože podúlohy pracují vždy s i prvými věcmi a množiny V and C lze považovat za globální, každá podúloha je charakterizována hodnotami n a M. Proto pamět mezivýsledků můžeme uspořádat do dvourozměrného pole indexovaného hodnotami n a M. Pole má n.m prvků a taková je i složitost algoritmu. Je polynomiální ve velikosti instance, nicméně obsahuje parametr, který s velikostí instance nesouvisí. Takové algoritmy se nazývají pseudopolynomiální. Dynamické programování může být buď složeno z dopředné a zpětné fáze nebo může obsahovat jen zpětnou fázi. V dopředné fázi začínáme od původní úlohy v prvku (n, M) pole a rekurzivně označujeme podúlohy, které potřebujeme řešit, až narazíme na triviální podúlohy. Ve zpětné fázi vyřešíme nejprve označené triviální podúlohy (resp. všechny triviální podúlohy, nemáme-li dopřednou fázi). Pak řešíme takové označené (resp. všechny takové) úlohy, které lze řešit pomocí úloh již vyřešených a v tabulce uložených, až dospějeme k celkovému řešení. Detailní příklad dekompozice podle ceny Nechť n = 5, V = (2,6,5,3,4), C = (5,9,20,12,18), a M = 10. Začneme ve sloupci n = 0 a postupně plníme tabulku doprava. Výsledné řešení je určeno polem v posledním sloupci, které obsahuje váhu menší než M a má maximální index. Jestliže pole (n-1, c) obsahuje váhu stejnou jako pole (n, c), pak n-tá věc není součástí optimálního řešení Takto se dá rekonstruovat vektor X z tabulky. W(n, c)

4

5

6 n V C Optimální řešení je tedy (00101), cena 38, váha 9. i MI-PAAknapsack.pdf ii tamtéž