WikiDer > Проблема с упаковкой бункера

в проблема с упаковкой бункерапредметы разного объема должны быть упакованы в конечное количество ящиков или контейнеров, каждый из которых имеет фиксированный заданный объем, таким образом, чтобы минимизировать количество используемых ящиков. В теория сложности вычислений, это комбинаторный NP-жесткий проблема.^[1] В проблема решения (определение того, поместятся ли предметы в указанное количество корзин) НП-полный.^[2]

Есть много вариации решения этой проблемы, таких как 2D упаковка, линейная упаковка, упаковка по весу, упаковка по стоимости и т. д. У них есть много приложений, таких как наполнение контейнеров, загрузка грузовиков с ограничениями по весу, создание файлов резервные копии в медиа и картографировании технологий в программируемая вентильная матрица полупроводниковый чип дизайн.

Проблему упаковки бункера также можно рассматривать как частный случай проблема с режущим материалом. Когда количество ящиков ограничено до 1 и каждый элемент характеризуется как объемом, так и стоимостью, проблема максимизации стоимости элементов, которые могут поместиться в ячейке, известна как проблема с рюкзаком.

Несмотря на то, что проблема упаковки бункера имеет NP-трудную вычислительная сложностьоптимальные решения для очень крупных случаев проблемы могут быть получены с помощью сложных алгоритмов. Кроме того, многие эвристика были разработаны: например, алгоритм первой подгонки обеспечивает быстрое, но часто неоптимальное решение, включающее размещение каждого элемента в первую корзину, в которую он поместится. Это требует Θ(п бревноп) время, где п - количество упаковываемых предметов. Алгоритм можно сделать гораздо более эффективным, если сначала сортировка список элементов в порядке убывания (иногда известный как алгоритм уменьшения первого соответствия), хотя это по-прежнему не гарантирует оптимального решения, а для более длинных списков может увеличиваться время работы алгоритма. Однако известно, что всегда существует по крайней мере одно упорядочение позиций, которое позволяет первому подходить для получения оптимального решения.^[3]

Вариант упаковки в контейнеры, который встречается на практике, - это когда предметы могут разделять пространство при упаковке в корзину. В частности, набор элементов может занимать меньше места при упаковке, чем сумма их индивидуальных размеров. Этот вариант известен как упаковка ВМ.^[4] с тех пор как виртуальные машины (ВМ) упакованы на сервере, их общее количество требование памяти может уменьшиться из-за страницы разделяется виртуальными машинами, которые нужно сохранить только один раз. Если предметы могут разделять пространство произвольным образом, проблему упаковки мусора трудно даже приблизить. Однако, если разделение пространства укладывается в иерархию, как в случае с разделением памяти в виртуальных машинах, проблема упаковки ящиков может быть эффективно аппроксимирована. Другой вариант упаковки ящиков, представляющий интерес на практике, - это так называемый онлайн упаковка бункера. Здесь предполагается, что предметы разного объема поступают последовательно, и лицо, принимающее решение, должно решить, следует ли выбрать и упаковать наблюдаемый в данный момент предмет, или же пропустить его. Каждое решение не подлежит отзыву.

Официальное заявление

В Компьютеры и труднодоступность^[5] Гэри и Джонсон перечисляют проблему упаковки контейнеров под ссылкой [SR1]. Они определяют вариант ее решения следующим образом.

Экземпляр: конечный набор ${ displaystyle I}$ элементов, размер ${ Displaystyle с (я) в mathbb {Z} ^ {+}}$ для каждого ${ displaystyle i in I}$, положительная целочисленная емкость бункера ${ displaystyle B}$, и положительное целое число ${ displaystyle K}$.
Вопрос: есть ли раздел ${ displaystyle I}$ на непересекающиеся множества ${ displaystyle I_ {1}, dots, I_ {K}}$ так, чтобы сумма размеров предметов в каждом ${ displaystyle I_ {j}}$ является ${ displaystyle B}$ или менее?

Отметим, что в литературе часто используются эквивалентные обозначения, где ${ displaystyle B = 1}$ и ${ Displaystyle s (я) в mathbb {Q} cap (0,1]}$ для каждого ${ displaystyle i in I}$. Кроме того, исследователей больше всего интересует вариант оптимизации, в котором запрашивается минимально возможное значение ${ displaystyle K}$. Решение оптимальный если он имеет минимальный ${ displaystyle K}$. В ${ displaystyle K}$-значение оптимального решения по набору предметов ${ displaystyle I}$ обозначается ${ displaystyle mathrm {OPT} (I)}$ или просто ${ displaystyle mathrm {OPT}}$ если набор элементов понятен из контекста.

Возможный целочисленное линейное программирование Постановка проблемы такова:

свести к минимуму ${ Displaystyle К = сумма _ {j = 1} ^ {n} y_ {j}}$
при условии	${ displaystyle K geq 1,}$
	${ displaystyle sum _ {я in I} ^ {n} s (i) x_ {ij} leq By_ {j},}$	${ displaystyle forall j in {1, ldots, n }}$
	${ displaystyle sum _ {j = 1} ^ {n} x_ {ij} = 1,}$	${ displaystyle forall i in I}$
	${ displaystyle y_ {j} in {0,1 },}$	${ displaystyle forall j in {1, ldots, n }}$
	${ displaystyle x_ {ij} in {0,1 },}$	${ displaystyle forall i in I , forall j in {1, ldots, n }}$

куда ${ displaystyle y_ {j} = 1}$ если мусорное ведро ${ displaystyle j}$ используется и ${ displaystyle x_ {ij} = 1}$ если элемент ${ displaystyle i}$ помещается в корзину ${ displaystyle j}$.^[6]

Жесткость упаковки бункера

Проблема с упаковкой бункера сильно NP-полный.^[5] Это можно доказать, уменьшив сильно NP-полную Проблема с 3 разделами в бункерную упаковку. С другой стороны, она разрешима в псевдополиномиальное время для каждого фиксированного ${ displaystyle K geq 2}$ и разрешима за полиномиальное время для каждого фиксированного ${ displaystyle B}$.^[5]Кроме того, сокращение от проблема раздела показывает, что не может быть алгоритм аппроксимации с абсолютной степенью аппроксимации меньше, чем ${ displaystyle 3/2}$ пока не ${ displaystyle P = NP}$.^[7]

в онлайн В версии проблемы с упаковкой бункера предметы прибывают один за другим, и (необратимое) решение, куда поместить предмет, должно быть принято до того, как будет известно следующий предмет или даже если будет еще один. ^[8] в 1980 году доказал, что не может быть онлайн-алгоритма с асимптотическим коэффициентом конкуренции меньше, чем ${ displaystyle 3/2}$. коричневый ^[9] и Лян^[10] улучшил эту привязку к ${ displaystyle 1.53635}$. Впоследствии эта оценка была улучшена до ${ displaystyle 1.54014}$ пользователя Vliet.^[11] В 2012 году эта нижняя оценка была снова улучшена Бекеши и Галамбосом.^[12] к ${ displaystyle 248/161 приблизительно 1,54037}$.

Алгоритмы аппроксимации упаковки бункеров

Для измерения производительности алгоритма аппроксимации в литературе рассматриваются два коэффициента аппроксимации. По заданному списку предметов ${ displaystyle L}$ номер ${ Displaystyle A (L)}$ обозначает количество бинов, используемых, когда алгоритм ${ displaystyle A}$ применяется к списку ${ displaystyle L}$, пока ${ Displaystyle mathrm {OPT} (L)}$ обозначает оптимальное число для этого списка. Абсолютный коэффициент производительности в худшем случае ${ displaystyle R_ {A}}$ для алгоритма ${ displaystyle A}$ определяется как

${ Displaystyle R_ {A} Equiv Inf {r geq 1: A (L) / mathrm {OPT} (L) leq r { text {для всех списков}} L }.}$

С другой стороны, асимптотическое отношение наихудшего случая ${ Displaystyle R_ {A} ^ { infty}}$ определяется как

${ Displaystyle R_ {A} ^ { infty} Equiv Inf {r geq 1: exists N> 0, A (L) / mathrm {OPT} (L) leq r { text {для все списки}} L { text {with}} mathrm {OPT} (L) geq N }.}$

Кроме того, можно ограничить списки теми списками, для которых все элементы имеют размер не более ${ displaystyle alpha}$. Для таких списков коэффициенты производительности ограниченного размера обозначаются как ${ Displaystyle R_ {A} ( альфа)}$ и ${ Displaystyle R_ {A} ^ { infty} ( альфа)}$.

Алгоритмы аппроксимации для упаковки в контейнеры можно разделить на две категории. Первая эвристика, которая рассматривает элементы в заданном порядке и помещает их по одному в корзины. Эти эвристики также применимы к онлайн-версии этой задачи. Другой класс содержит автономные алгоритмы. Он также содержит эвристики, но они изменяют данный список элементов, например путем сортировки предметов по размеру. Эти алгоритмы больше не применимы к онлайн-варианту этой задачи. Однако они имеют улучшенную гарантию приближения по сравнению с их автономными версиями, сохраняя при этом преимущество их небольшой временной сложности. Этот класс также содержит схемы асимптотической аппроксимации. Эти алгоритмы имеют гарантию аппроксимации вида ${ Displaystyle (1+ varepsilon) mathrm {OPT} (L) + C}$ для некоторой константы, которая может зависеть от ${ displaystyle 1 / varepsilon}$. Для сколь угодно большого ${ Displaystyle mathrm {OPT} (L)}$ эти алгоритмы сколь угодно близки к ${ Displaystyle mathrm {OPT} (L)}$. Однако это происходит за счет (резко) увеличенной временной сложности по сравнению с эвристическими подходами.

Онлайн-эвристика

Джонсон изучил разнообразный набор офлайновых и онлайн-эвристик для упаковки в контейнеры.^[13] Он представил следующие две характеристики онлайн-эвристики. Алгоритм - это любой подходящий (AF) алгоритм, если он выполняет следующее свойство: новая корзина открывается для рассматриваемого элемента, только если она не помещается в уже открытую корзину; с другой стороны, алгоритм является почти любой (AAF), если он имеет дополнительное свойство: если ячейка является уникальной ячейкой с самым низким ненулевым уровнем, его нельзя выбрать, если только элемент не поместится в любой другой ячейке с ненулевым уровнем. Он доказал, что каждый AAF-алгоритм ${ displaystyle A}$ имеет приблизительную гарантию ${ Displaystyle R_ {NF} ^ { infty} = 17/10}$, что означает, что он имеет коэффициент асимптотической аппроксимации не более ${ displaystyle 17/10}$ и что есть списки, для которых коэффициент асимптотической аппроксимации не менее ${ displaystyle 17/10}$.

Онлайн-алгоритм использует k-ограниченное пространство если для каждого нового предмета количество ящиков, в которые он может быть упакован, не превышает k.^[14] Примеры этих алгоритмов: Next-k-Fit и Harmonic-k.

Алгоритм	Гарантия приближения	Список наихудшего случая ${ displaystyle L}$	Сложность по времени
Следующая посадка (NF)	${ Displaystyle NF (L) Leq 2 cdot mathrm {OPT} (L) -1}$[13]	${ Displaystyle NF (L) = 2 cdot mathrm {OPT} (L) -2}$[13]	${ Displaystyle { mathcal {O}} (| L |)}$
Первая посадка (FF)	${ Displaystyle FF (L) Leq lfloor 1.7 mathrm {OPT} (L) rfloor}$[15]	${ Displaystyle FF (L) = lfloor 1,7 mathrm {OPT} (L) rfloor}$[15]	${ Displaystyle { mathcal {O}} (| L | log (| L |))}$[13]
Оптимальный вариант (BF)	${ Displaystyle BF (L) Leq lfloor 1.7 mathrm {OPT} (L) rfloor}$[16]	${ Displaystyle BF (L) = lfloor 1,7 mathrm {OPT} (L) rfloor}$[16]	${ Displaystyle { mathcal {O}} (| L | log (| L |))}$[13]
Наихудший вариант (WF)	${ Displaystyle WF (L) Leq 2 cdot mathrm {OPT} (L) -1}$[13]	${ Displaystyle WF (L) = 2 cdot mathrm {OPT} (L) -2}$[13]	${ Displaystyle { mathcal {O}} (| L | log (| L |))}$[13]
Почти наихудший (AWF)	${ Displaystyle R_ {AWF} ^ { infty} leq 17/10}$[13]	${ Displaystyle R_ {AWF} ^ { infty} = 17/10}$[13]	${ Displaystyle { mathcal {O}} (| L | log (| L |))}$[13]
Уточненная первая посадка (RFF)	${ Displaystyle RFF (L) Leq (5/3) cdot mathrm {OPT} (L) +5}$[8]	${ Displaystyle RFF (L) = (5/3) mathrm {OPT} (L) +1/3}$ (за ${ Displaystyle mathrm {OPT} (L) = 6k + 1}$)[8]	${ Displaystyle { mathcal {O}} (| L | log (| L |))}$[8]
Гармоника-k (Hk)	${ Displaystyle R_ {Hk} ^ { infty} leq 1.69103}$ за ${ Displaystyle к rightarrow infty}$[17]	${ Displaystyle R_ {Hk} ^ { infty} geq 1.69103}$ [17]	${ Displaystyle { mathcal {O}} (| L | log (| L |)}$[17]
Уточненная гармоника (RH)	${ displaystyle R_ {RH} ^ { infty} leq 373/228 приблизительно 1,63597}$[17]		${ Displaystyle { mathcal {O}} (| L |)}$[17]
Модифицированная гармоника (MH)	${ displaystyle R_ {MH} ^ { infty} leq 538/33 приблизительно 1,61562}$[18]
Модифицированная гармоника 2 (MH2)	${ displaystyle R_ {MH2} ^ { infty} leq 239091/148304 приблизительно 1,61217}$[18]
Гармоника + 1 (H + 1)		${ Displaystyle R_ {Н + 1} ^ { infty} geq 1.59217}$[19]
Гармоника ++ (H ++)	${ Displaystyle R_ {H ++} ^ { infty} leq 1.58889}$[19]	${ Displaystyle R_ {H ++} ^ { infty} geq 1.58333}$[19]

Next-Fit (NF)

Next Fit (NF) - это AF-алгоритм с ограниченным пространством, в котором в любой момент может быть открыт только один частично заполненный бин. Алгоритм работает следующим образом. Он рассматривает элементы в порядке, определенном списком. ${ displaystyle L}$. Если предмет помещается в рассматриваемую в настоящий момент ячейку, он помещается внутрь него. В противном случае текущая корзина закрывается, новая корзина открывается, и текущий элемент помещается в эту новую корзину.

Этот алгоритм был изучен Джонсоном в этой докторской диссертации.^[13] в 1973 году. Обладает следующими свойствами:

• Время работы может быть ограничено ${ Displaystyle { mathcal {O}} (п журнал (п))}$, куда ${ displaystyle n}$ количество элементов.^[13]
• Для каждого списка ${ displaystyle L}$ он считает, что ${ Displaystyle NF (L) Leq 2 cdot mathrm {OPT} (L) -1}$ и поэтому ${ displaystyle R_ {NF} = 2}$.^[13]
• Для каждого ${ Displaystyle N in mathbb {N}}$ существует список ${ displaystyle L}$ такой, что ${ Displaystyle mathrm {OPT} (L) = N}$ и ${ Displaystyle NF (L) = 2 cdot mathrm {OPT} (L) -2}$.^[13]
• ${ Displaystyle R_ {NF} ^ { infty} ( альфа) leq 2}$ для всех ${ Displaystyle альфа geq 1/2}$.^[13]
• ${ Displaystyle R_ {NF} ^ { infty} ( альфа) leq 1 / (1- альфа)}$ для всех ${ Displaystyle альфа Leq 1/2}$.^[13]
• Для каждого алгоритма ${ displaystyle A}$ то есть AF-алгоритм, ${ Displaystyle R_ {A} ^ { infty} ( альфа) leq R_ {NF} ^ { infty} ( alpha)}$.^[13]

Интуиция к доказательству оценки сверху ${ Displaystyle NF (L) Leq 2 cdot mathrm {OPT} (L)}$ следующее: количество бинов, используемых этим алгоритмом, не более чем в два раза превышает оптимальное количество бинов. Другими словами, невозможно, чтобы 2 ящика были заполнены не более чем наполовину, потому что такая возможность подразумевает, что в какой-то момент ровно одна корзина была заполнена не более чем наполовину, а новая была открыта для размещения предмета размером не более ${ displaystyle B / 2}$. Но поскольку у первого есть как минимум пространство ${ displaystyle B / 2}$, алгоритм не откроет новую корзину для любого элемента, размер которого не превышает ${ displaystyle B / 2}$. Только после того, как корзина заполнится более чем ${ displaystyle B / 2}$ или если товар размером больше чем ${ displaystyle B / 2}$ прибывает, алгоритм может открыть новую корзину. Таким образом, если у нас есть ${ displaystyle K}$ мусорные ведра, по крайней мере ${ displaystyle K-1}$ бункеры заполнены более чем наполовину. Следовательно, ${ Displaystyle сумма _ {я in I} s (я)> { tfrac {K-1} {2}} B}$. Потому что ${ Displaystyle { tfrac { сумма _ {я in I} s (я)} {B}}}$ - нижняя граница оптимального значения ${ displaystyle mathrm {OPT}}$мы получаем это ${ Displaystyle К-1 <2 mathrm {OPT}}$ и поэтому ${ Displaystyle К leq 2 mathrm {OPT}}$.^[20]

Семейство списков, для которых выполняется ${ Displaystyle NF (L) = 2 cdot mathrm {OPT} (L) -2}$ дан кем-то ${ displaystyle L: = left ({ frac {1} {2}}, { frac {1} {2 (N-1)}}, { frac {1} {2}}, { frac {1} {2 (N-1)}}, dots, { frac {1} {2}}, { frac {1} {2 (N-1)}} right)}$ с ${ Displaystyle | L | = 4 (N-1)}$. Оптимальное решение для этого списка имеет ${ displaystyle N-1}$ ящики, содержащие два предмета размером ${ displaystyle 1/2}$ и одна корзина с ${ Displaystyle 2 (N-1)}$ предметы с размером ${ Displaystyle 1/2 (N-1)}$ (т.е. ${ displaystyle N}$ бинов всего), а решение, сгенерированное NF, имеет ${ Displaystyle 2 (N-1)}$ ящики с одним предметом размера ${ displaystyle 1/2}$ и один предмет с размером ${ Displaystyle 1 / (2 (N-1))}$.

Следующий-k-Подходит (NkF)

NkF работает как NF, но вместо того, чтобы держать открытым только один лоток, алгоритм сохраняет последний ${ displaystyle k}$ корзины открываются и выбирает первую корзину, в которую помещается товар.

За ${ Displaystyle к geq 2}$ НКФ дает результаты, которые улучшаются по сравнению с результатами НФ, однако, увеличивая ${ displaystyle k}$ к постоянным значениям больше, чем ${ displaystyle 2}$ не улучшает алгоритм в худшем случае. Если алгоритм ${ displaystyle A}$ является AAF-алгоритмом и ${ Displaystyle м = lfloor 1 / альфа rfloor geq 2}$ тогда ${ displaystyle R_ {A} ^ { infty} ( alpha) leq R_ {N2F} ^ { infty} ( alpha) = 1 + 1 / m}$.^[13]

Первая посадка (FF)

First-Fit - это алгоритм AF, который обрабатывает элементы в заданном произвольном порядке. ${ displaystyle L}$. Для каждого элемента в ${ displaystyle L}$, он пытается поместить товар в первую корзину, которая может вместить товар. Если корзина не найдена, она открывает новую корзину и помещает товар в новую корзину.

Первая верхняя граница ${ Displaystyle FF (L) leq 1.7 mathrm {OPT} +3}$ для FF было доказано Ульманом^[21] в 1971 г. в 1972 г. эта верхняя оценка была улучшена до ${ Displaystyle FF (L) leq 1.7 mathrm {OPT} +2}$ Автор: Garey et al.^[22] В 1976 году он был усовершенствован Garey et al.^[23] к ${ Displaystyle FF (L) leq lceil 1.7 mathrm {OPT} rceil}$, что эквивалентно ${ Displaystyle FF (L) leq 1.7 mathrm {OPT} +0.9}$ из-за целостности ${ Displaystyle FF (L)}$ и ${ displaystyle mathrm {OPT}}$Следующее улучшение Ся и Тана.^[24] в 2010 г. снизили границу до ${ Displaystyle FF (L) leq 1.7 mathrm {OPT} +0.7}$В конце 2013 г. эта оценка была улучшена до ${ Displaystyle FF (L) leq lfloor 1.7 mathrm {OPT} rfloor}$ Досы и Сгалла.^[15]Они также представляют пример списка ввода ${ displaystyle L}$, для этого ${ Displaystyle FF (L)}$ соответствует этой границе.

Оптимальная посадка (BF)

Best-fit - это алгоритм AAF, аналогичный алгоритму First-fit. Вместо того, чтобы помещать следующий товар в первую корзину, где он уместится, он помещается в корзину с максимальной загрузкой, в которую помещается этот товар.

Первая верхняя граница ${ Displaystyle BF (L) leq 1.7 mathrm {OPT} +3}$ для BF было доказано Ульманом^[21] в 1971 г. эта верхняя оценка была улучшена до ${ Displaystyle BF (L) leq 1.7 mathrm {OPT} +2}$ Автор: Garey et al.^[22] Впоследствии он был улучшен Garey et al.^[23] к ${ Displaystyle BF (L) leq lceil 1.7 mathrm {OPT} rceil}$Наконец, эта оценка была улучшена до ${ Displaystyle FF (L) leq lfloor 1.7 mathrm {OPT} rfloor}$ Досы и Сгалла.^[16]Они также представляют пример списка ввода ${ displaystyle L}$, для этого ${ Displaystyle BF (L)}$ соответствует этой границе.

Наихудший вариант (WF)

Этот алгоритм аналогичен алгоритму Best-fit. вместо помещения предмета в контейнер с максимальной загрузкой, предмет помещается в контейнер с минимальной загрузкой.

Этот алгоритм может вести себя так же плохо, как Next-Fit, и будет действовать в худшем случае для этого. ${ Displaystyle NF (L) = 2 cdot mathrm {OPT} (L) -2}$.^[13] Кроме того, считается, что ${ Displaystyle R_ {WF} ^ { infty} ( альфа) = R_ {NF} ^ { infty} ( альфа)}$.Поскольку WF является AF-алгоритмом, существует AF-алгоритм такой, что ${ Displaystyle R_ {AF} ^ { infty} ( alpha) = R_ {NF} ^ { infty} ( alpha)}$.^[13]

Почти наихудший (AWF)

AWF - это алгоритм AAF, который рассматривает элементы в порядке заданного списка. ${ displaystyle L}$. Он пытается заполнить следующий элемент во второй самой пустой открытой корзине (или самой пустой корзине, если таких ящиков два). Если он не подходит, он пробует самый пустой, а если он там тоже не помещается, алгоритм открывает новый ящик. Поскольку AWF является алгоритмом AAF, он имеет асимптотическое отношение наихудшего случая ${ displaystyle 17/10}$.^[13]

Уточненная первая посадка (RFF)

Предметы делятся на четыре класса. Пункт ${ displaystyle i}$ называется ${ displaystyle A}$-кусок, ${ displaystyle B_ {1}}$-кусок, ${ displaystyle B_ {2}}$-кусок, или ${ displaystyle X}$- кусок, если его размер находится в интервале ${ displaystyle (1 / 2,1]}$, ${ displaystyle (2 / 5,1 / 2]}$, ${ displaystyle (1 / 3,2 / 5]}$, или же ${ displaystyle (0,1 / 3]}$ соответственно. Точно так же бункеры делятся на четыре класса. ${ displaystyle m in {6,7,8,9 }}$ быть фиксированным целым числом. Следующий пункт ${ displaystyle i in L}$ назначается по следующим правилам: Помещается методом First-Fit в корзину в

• Класс 1, если ${ displaystyle i}$ является ${ displaystyle A}$-кусок,
• Класс 2, если ${ displaystyle i}$ является ${ displaystyle B_ {1}}$-кусок,
• Класс 3, если ${ displaystyle i}$ является ${ displaystyle B_ {2}}$-кусок, но нет в ${ Displaystyle (мк)}$th ${ displaystyle B_ {2}}$-piece замечено до сих пор, для любого целого числа ${ Displaystyle к geq 1}$.
• Класс 1, если ${ displaystyle i}$ это ${ Displaystyle (мк)}$th ${ displaystyle B_ {2}}$-кусок видел до сих пор,
• Класс 4, если ${ displaystyle i}$ является ${ displaystyle X}$-кусок.

Обратите внимание, что этот алгоритм не является алгоритмом любого подбора, поскольку он может открывать новую корзину, несмотря на то, что текущий элемент помещается в открытую корзину. Этот алгоритм впервые был представлен Эндрю Чи-Чи Яо,^[8] кто доказал, что у него есть гарантия приближения ${ Displaystyle RFF (L) Leq (5/3) cdot mathrm {OPT} (L) +5}$ и представил семейство списков ${ displaystyle L_ {k}}$ с ${ Displaystyle RFF (L_ {k}) = (5/3) mathrm {OPT} (L_ {k}) + 1/3}$ за ${ Displaystyle mathrm {OPT} (L) = 6k + 1}$.

Гармонический-k

Гармонический-k алгоритм разбивает интервал размеров ${ displaystyle (0,1]}$ гармонично в ${ displaystyle k-1}$ шт ${ Displaystyle I_ {j}: = (1 / (j + 1), 1 / j]}$ за ${ Displaystyle 1 Leq J <к}$ и ${ displaystyle I_ {k}: = (0,1 / k]}$ такой, что ${ Displaystyle bigcup _ {j = 1} ^ {k} I_ {j} = (0,1]}$.Пункт ${ displaystyle i in L}$ называется ${ displaystyle I_ {j}}$-пункт, если ${ displaystyle s (i) in I_ {j}}$.Алгоритм делит набор пустых бинов на ${ displaystyle k}$ бесконечные классы ${ displaystyle B_ {j}}$ за ${ Displaystyle 1 Leq J Leq K}$, один тип ячейки для каждого типа позиции. Бункер типа ${ displaystyle B_ {j}}$ используется только для ящиков для упаковки предметов типа ${ displaystyle j}$.Каждая корзина типа ${ displaystyle B_ {j}}$ за ${ Displaystyle 1 Leq J <к}$ может содержать точно ${ displaystyle j}$ ${ displaystyle I_ {j}}$-Предметы. Теперь алгоритм действует следующим образом: Если следующий элемент ${ displaystyle i in L}$ является ${ displaystyle I_ {j}}$-пункт для ${ Displaystyle 1 Leq J <к}$, товар помещается в первую (только открытую) ${ displaystyle B_ {j}}$ корзина, содержащая менее ${ displaystyle j}$ штук или открывает новый, если такой корзины не существует. Если следующий пункт ${ displaystyle i in L}$ является ${ displaystyle I_ {k}}$-item, алгоритм помещает его в ячейки типа ${ displaystyle B_ {k}}$ с помощью Next-Fit.

Этот алгоритм был впервые описан Ли и Ли.^[17] Его временная сложность ${ Displaystyle { mathcal {O}} (| L | log (| L |))}$ и на каждом этапе не более ${ displaystyle k}$ открытые корзины, которые потенциально могут быть использованы для размещения предметов, т.е. это алгоритм k-ограниченного пространства. Кроме того, они изучили его асимптотический коэффициент аппроксимации. Они определили последовательность ${ displaystyle sigma _ {1}: = 1}$, ${ Displaystyle sigma _ {я + 1}: = sigma _ {я} ( sigma _ {я} +1)}$ за ${ displaystyle i geq 1}$ и доказал, что для ${ Displaystyle sigma _ {l} <к < sigma _ {l + 1}}$ он считает, что ${ displaystyle R_ {Hk} ^ { infty} leq sum _ {i = 1} ^ {l} 1 / sigma _ {i} + k / ( sigma _ {l + 1} (k-1 ))}$. За ${ Displaystyle к rightarrow infty}$ он считает, что ${ displaystyle R_ {Hk} ^ { infty} приблизительно 1,6910}$Кроме того, они представили ряд наихудших примеров для этого. ${ Displaystyle R_ {Hk} ^ { infty} = sum _ {i = 1} ^ {l} 1 / sigma _ {i} + k / ( sigma _ {l + 1} (k-1) )}$

Уточненная гармоника (RH)

Refined-Harmonic объединяет идеи алгоритма Harmonic-k с идеями Refined-First-Fit. Он размещает предметы больше, чем ${ displaystyle 1/3}$ аналогично Refined-First-Fit, в то время как меньшие элементы размещаются с помощью Harmonic-k. Интуиция этой стратегии состоит в том, чтобы уменьшить огромные отходы для контейнеров, содержащих куски, которые чуть больше ${ displaystyle 1/2}$.

Алгоритм классифицирует предметы по следующим интервалам: ${ displaystyle I_ {1}: = (59 / 96,1]}$, ${ displaystyle I_ {a}: = (1 / 2,59 / 96]}$, ${ displaystyle I_ {2}: = (37 / 96,1 / 2]}$, ${ displaystyle I_ {b}: = (1 / 3,37 / 96]}$, ${ displaystyle I_ {j}: = (1 / (j + 1), 1 / j]}$, за ${ displaystyle j in {3, dots, k-1 }}$, и ${ displaystyle I_ {k}: = (0,1 / k]}$.Алгоритм размещает ${ displaystyle I_ {j}}$-items как в Harmonic-k, в то время как он следует другой стратегии для элементов в ${ displaystyle I_ {a}}$ и ${ displaystyle I_ {b}}$. Есть четыре возможности упаковать ${ displaystyle I_ {a}}$-элементы и ${ displaystyle I_ {b}}$-предметы в мусорные ведра.

• An ${ displaystyle I_ {a}}$-bin содержит только один ${ displaystyle I_ {a}}$-элемент.
• An ${ displaystyle I_ {b}}$-bin содержит только один ${ displaystyle I_ {b}}$-элемент.
• An ${ displaystyle I_ {a} b}$-bin содержит один ${ displaystyle I_ {a}}$-элемент и один ${ displaystyle I_ {b}}$-элемент.
• An ${ displaystyle I_ {b} b}$-bin содержит два ${ displaystyle I_ {b}}$-Предметы.

An ${ displaystyle I_ {b} '}$-bin обозначает корзину, которая предназначена для хранения второго ${ displaystyle I_ {b}}$-элемент. Алгоритм использует числа N_a, N_b, N_ab, N_bb и N_b 'для подсчета количества соответствующих интервалов в решении. Кроме того, N_c = N_b + N_ab

Алгоритм Refined-Harmonic-k для списка L = (i_1,  dots i_n): 1. N_a = N_b = N_ab = N_bb = N_b '= N_c = 02. Если i_j является частью I_k, тогда используйте алгоритм Harmonic-k для его упаковки3. иначе, если i_j является I_a-элементом, тогда если N_b! = 1, то упаковать i_j в любой J_b-bin; N_b--; N_ab ++; иначе поместите i_j в новую (пустую) корзину; Н_а ++; 4. иначе, если i_j является I_b-элементом, тогда, если N_b '= 1, поместите i_j в I_b'-bin; N_b '= 0; N_bb ++; 5. иначе, если N_bb <= 3N_c, тогда поместите i_j в новую ячейку и обозначьте ее как I_b'-bin; N_b '= 1 иначе, если N_a! = 0, поместить i_j в любой I_a-bin; N_a--; N_ab ++; N_c ++ иначе поместит i_j в новую корзину; N_b ++; N_c ++

Этот алгоритм был впервые описан Ли и Ли.^[17] Они доказали, что для ${ displaystyle k = 20}$ он считает, что ${ Displaystyle R_ {RH} ^ { infty} leq 33/228}$.

Автономные алгоритмы

Алгоритм	Гарантия приближения	Наихудший случай
Первая посадка-уменьшение (FFD)	${ Displaystyle FFD (I) leq 11/9 mathrm {OPT} (I) +6/9}$ [25]	${ Displaystyle FFD (I) = 11/9 mathrm {OPT} (I) +6/9}$[25]
Модифицированное уменьшение первого соответствия (MFFD)	${ Displaystyle MFFD (I) leq (71/60) mathrm {OPT} (I) +1}$[26]	${ Displaystyle R_ {MFFD} ^ { infty} geq 71/60}$[27]
Хоберг и Ротвосс[28]	${ Displaystyle HB (I) leq OPT (I) + O ( log {OPT (I)})}$

Уменьшение первой посадки (FFD)

Этот алгоритм работает аналогично First-Fit. Однако перед тем, как начать размещать элементы, они сортируются в порядке невозрастания их размеров. Этот алгоритм может быть реализован так, чтобы время работы не превышало ${ Displaystyle О (п журнал (п))}$.

В 1973 году Д.С. Джонсон доказал в своих докторских диссертациях.^[13] который ${ Displaystyle FFD (I) leq 11/9 mathrm {OPT} (I) +4}$. В 1985 году Б.С. Спонсор^[29] дал немного более простое доказательство и показал, что аддитивная постоянная не больше 3. Юэ Миньи^[30] доказал, что ${ Displaystyle FFD (I) leq 11/9 mathrm {OPT} (I) +1}$ в 1991 г. и в 1997 г. улучшили этот анализ до ${ Displaystyle FFD (I) leq 11/9 mathrm {OPT} (I) +7/9}$ вместе с Ли Ронгхэном.^[31] В 2007 году Дьёрдь Доса^[25] доказал жесткую привязку ${ Displaystyle FFD (I) leq 11/9 mathrm {OPT} (I) +6/9}$ и представил пример, для которого ${ Displaystyle FFD (I) = 11/9 mathrm {OPT} (I) +6/9}$.

Пример нижней границы, приведенный Досой^[25] выглядит следующим образом: Рассмотрим две конфигурации корзины ${ Displaystyle B_ {1}: = {1/2 + varepsilon, 1/4 + varepsilon, 1 / 4-2 varepsilon }}$ и ${ Displaystyle B_ {2}: = {1/4 + 2 varepsilon, 1/4 + 2 varepsilon, 1 / 4-2 varepsilon, 1 / 4-2 varepsilon }}$.Если есть 4 копии ${ displaystyle B_ {1}}$ и 2 копии ${ displaystyle B_ {2}}$ в оптимальном решении FFD вычислит следующие бины: 4 бина с конфигурацией ${ Displaystyle {1/2 + varepsilon, 1/4 + 2 varepsilon }}$, одна корзина с конфигурацией ${ Displaystyle {1/4 + varepsilon, 1/4 + varepsilon, 1/4 + varepsilon }}$, одна корзина с конфигурацией ${ displaystyle {1/4 + varepsilon, 1 / 4-2 varepsilon, 1 / 4-2 varepsilon, 1 / 4-2 varepsilon }}$, 2 бункера с конфигурацией ${ displaystyle {1 / 4-2 varepsilon, 1 / 4-2 varepsilon, 1 / 4-2 varepsilon, 1 / 4-2 varepsilon }}$, и еще один контейнер с конфигурацией ${ displaystyle {1 / 4-2 varepsilon }}$, то есть всего 8 интервалов, в то время как в оптимальном только 6 интервалов. Следовательно, верхняя оценка точная, так как ${ Displaystyle 11/9 cdot 6 + 6/9 = 72/9 = 8}$. Этот пример можно распространить на все размеры ${ displaystyle OPT (I)}$.^[25]

Уменьшение модифицированной первой посадки (MFFD)

Уменьшение модифицированной первой посадки (MFFD)^[27] улучшает FFD для предметов размером более половины корзины, классифицируя предметы по размеру на четыре класса размера: большой, средний, маленький и крошечный, что соответствует элементам размером> 1/2 корзины,> 1/3 корзины,> 1/6 корзины , и более мелкие предметы соответственно. Затем он проходит пять этапов:

1. Выделите корзину для каждого крупного предмета в порядке от большего к меньшему.
2. Пройдите вперед через мусорные ведра. На каждом: если самый маленький оставшийся средний предмет не умещается, пропустите эту корзину. В противном случае поместите самый большой из оставшихся средних предметов, который подходит.
3. Пройдите назад по ячейкам, в которых нет средних предметов. На каждом: если две оставшиеся маленькие вещи не подходят, пропустите эту корзину. В противном случае поместите самый маленький оставшийся маленький предмет и самый большой оставшийся маленький предмет, который подходит.
4. Пройдите вперед через все закрома. Если наименьший оставшийся предмет любого класса размера не подходит, пропустите эту корзину. В противном случае поместите самый большой предмет, который подходит и оставайся в этой корзине.
5. Используйте FFD, чтобы упаковать оставшиеся предметы в новые ящики.

Этот алгоритм был впервые изучен Джонсоном и Гэри.^[27] в 1985 году, где они доказали, что ${ Displaystyle MFFD (I) leq (71/60) mathrm {OPT} (I) + (31/6)}$. Эта граница была улучшена в 1995 году Юэ и Чжан.^[26] кто доказал это ${ Displaystyle MFFD (I) leq (71/60) mathrm {OPT} (I) +1}$.

Асимптотические аппроксимационные схемы.

Первая схема асимптотического приближения была описана Фернандесом де ла Вега и Люкером.^[32] У меня временная сложность ${ Displaystyle { mathcal {O}} (п журнал (1 / varepsilon)) + { mathcal {O}} _ { varepsilon} (1)}$, куда ${ Displaystyle { mathcal {O}} _ { varepsilon} (1)}$ обозначает функцию, зависящую только от ${ displaystyle 1 / varepsilon}$, и генерирует решение размером не более ${ displaystyle (1+ varepsilon) mathrm {OPT} + { mathcal {O}} (1 / varepsilon ^ {2})}$Временная сложность этого алгоритма была улучшена Кармаркаром и Карпом.^[33] быть полиномиальным от ${ displaystyle n}$ и ${ displaystyle 1 / varepsilon}$.

Точный алгоритм

Мартелло и Тот^[34] разработал точный алгоритм для решения проблемы одномерной упаковки в контейнеры, названный MTP. Более быстрой альтернативой является алгоритм завершения корзины, предложенный Корфом в 2002 году.^[35] а позже улучшился.^[36]

Еще одно усовершенствование было представлено Шрайбером и Корфом в 2013 году.^[37] Показано, что новый алгоритм Improved Bin Completion на пять порядков быстрее, чем Bin Completion в нетривиальных задачах со 100 элементами, и превосходит алгоритм BCP (ветвление и сокращение и цена) Белова и Шайтхауэра на задачи с менее чем 20 ячейками в качестве оптимального решения. Какой алгоритм работает лучше всего, зависит от свойств проблемы, таких как количество элементов, оптимальное количество ячеек, неиспользуемое пространство в оптимальном решении и точность значения.

Связанные проблемы

в многостороннее разделение номеров проблема, количество ящиков фиксировано, но ящики можно увеличить. Цель состоит в том, чтобы найти раздел, в котором размеры ячеек были бы как можно более близкими (в варианте, называемом многопроцессорное планирование проблема или же минимум готовность проблема, цель состоит в том, чтобы минимизировать размер самого большого бункера).

в обратная упаковка бункера проблема,^[38] как количество ящиков, так и их размеры фиксированы, но размеры элементов можно изменить. Цель состоит в том, чтобы добиться минимального возмущения вектора размера элемента, чтобы все предметы можно было упаковать в заданное количество ящиков.

в упаковка бункера максимального ресурса проблема,^[39] цель состоит в том, чтобы максимизировать количество используемых ячеек, так что при определенном порядке ячеек ни один элемент из более позднего ящика не помещается в более ранний. В двойной задаче количество ящиков фиксировано, и цель состоит в том, чтобы свести к минимуму общее количество или общий размер предметов, помещаемых в ящики, так, чтобы ни один оставшийся элемент не помещался в незаполненную корзину.

в проблема с крышкой мусорного ведра, размер бункера ограничен снизу: цель - максимизировать количество используемых ячеек, чтобы общий размер в каждой ячейке был не менее заданного порогового значения.

Смотрите также

• Проблема гильотины
• Проблемы с упаковкой
• Проблема суммы подмножества

Рекомендации

Библиография

1. Корф, Ричард Э. (2002), Новый алгоритм оптимальной упаковки бункера. (PDF)
2. Вазирани, Виджай В. (2003), Алгоритмы аппроксимации, Берлин: Springer, ISBN 3-540-65367-8
3. Юэ, Миньи (октябрь 1991 г.), «Простое доказательство неравенства FFD (L) ≤ 11/9 OPT (L) + 1, ∀L для алгоритма упаковки бункеров FFD», Acta Mathematicae Applicatae Sinica, 7 (4): 321–331, Дои:10.1007 / BF02009683, ISSN 0168-9673, S2CID 189915733
4. Доса, Дьёрдь (2007). «Жесткая граница алгоритма убывающей упаковки бункеров первой подгонки составляет FFD (I) ≤ (11/9) OPT (I) +6/9». Ин Чен, Бо; Патерсон, Майк; Чжан, Гочуань (ред.). Комбинаторика, алгоритмы, вероятностные и экспериментальные методологии. Конспект лекций по информатике. 7000 (2011). Конспект лекций по информатике. 4614/2007. Springer Berlin / Heidelberg. С. 1–11. Дои:10.1007/978-3-540-74450-4. ISBN 978-3-540-74449-8. ISSN 0302-9743.
5. Ся, Биньчжоу; Тан, Чжийи (2010), "Более жесткие границы алгоритма First Fit для задачи упаковки в контейнеры", Дискретная прикладная математика, 158 (15): 1668–1675, Дои:10.1016 / j.dam.2010.05.026, ISSN 0166-218X
6. Гарей, Майкл Р.; Джонсон, Дэвид С. (1985), "Теорема 71/60 для упаковки контейнеров * 1", Журнал сложности, 1: 65–106, Дои:10.1016 / 0885-064X (85) 90022-6
7. Юэ, Миньи; Чжан, Лэй (июль 1995 г.), "Простое доказательство неравенства MFFD (L) ≤ 71/60 OPT (L) + 1, L для алгоритма упаковки бункеров MFFD", Acta Mathematicae Applicatae Sinica, 11 (3): 318–330, Дои:10.1007 / BF02011198, ISSN 0168-9673, S2CID 118263129
8. Fernandez de la Vega, W .; Люкер, Г. С. (декабрь 1981 г.), «Упаковка бункера может быть решена в пределах 1 + ε за линейное время», Комбинаторика, Springer Berlin / Heidelberg, 1 (4): 349–355, Дои:10.1007 / BF02579456, ISSN 0209-9683, S2CID 10519631
9. Льюис, Р. (2009), «Универсальный метод восхождения на холм для задач с минимальной группировкой, не зависящей от порядка: пример раскраски графиков и упаковки бункеров» (PDF), Компьютеры и исследования операций, 36 (7): 2295–2310, Дои:10.1016 / j.cor.2008.09.004
10. Мартелло, Сильвано; Тот, Паоло (1990), «Проблема с упаковкой мусорного ведра» (PDF), Задачи о ранце: алгоритмы и компьютерные реализации, Чичестер, Великобритания: Джон Уайли и сыновья, ISBN 0471924202
11. Майкл Р. Гарей и Дэвид С. Джонсон (1979), Компьютеры и неразрешимость: Руководство по теории NP-полноты. W.H. Фримен. ISBN 0-7167-1045-5. A4.1: SR1, стр. 226.
12. Дэвид С. Джонсон, Алан Дж. Демерс, Джеффри Д. Уллман, М. Р. Гэри, Рональд Л. Грэм. Границы наихудшего случая для простых одномерных алгоритмов упаковки. СИКОМП, Том 3, Выпуск 4. 1974.
13. Лоди А., Мартелло С., Моначи, М., Виго, Д. (2010) "Проблемы двумерной упаковки контейнеров". В V.Th. Пашос (Ред.), Парадигмы комбинаторной оптимизации, Wiley / ISTE, стр. 107–129.
14. Доса, Дьёрдь; Сгалл, Иржи (2013). «Бункерная упаковка First Fit: тщательный анализ». 30-й Международный симпозиум по теоретическим аспектам информатики (STACS 2013). Дагштуль, Германия. С. 538–549. ISBN 978-3-939897-50-7.
15. Бенко А., Доса Г., Туза З. (2010) "Упаковка / закрытие контейнеров с доставкой, решаемая эволюцией алгоритмов," Труды 2010 5-я Международная конференция IEEE по биоинспектируемым вычислениям: теории и приложения, BIC-TA 2010, Изобразительное искусство. нет. 5645312, стр. 298–302.
16. Синделар, Майкл; Ситараман, Рамеш; Шеной, Прашант (2011), «Алгоритмы совместного использования для размещения виртуальных машин» (PDF), Материалы 23-го симпозиума ACM по параллелизму в алгоритмах и архитектурах (SPAA), Сан-Хосе, Калифорния, июнь 2011 г.: 367–378
17. Schreiber, Ethan L .; Корф, Ричард Э. (2013), Улучшенное заполнение бункеров для оптимальной упаковки бункеров и разделения номеров, IJCAI '13, Пекин, Китай: AAAI Press, стр. 651–658, ISBN 978-1-57735-633-2

внешняя ссылка

• Оптимизация трехмерной упаковки контейнеров
• Реализация 7 классических алгоритмов приблизительной упаковки контейнеров на языке C с результатами и изображениями
• Класс PHP для упаковки файлов без превышения заданного предела размера
• Реализация нескольких эвристик упаковки контейнеров в Haskell, в том числе FFD и MFFD.
• Визуализация эвристики для одномерной и двухмерной упаковки контейнеров
• Рамки исследования алгоритмов резки и упаковки, включая ряд алгоритмов упаковки в контейнеры и данные испытаний.
• Простой онлайн-алгоритм упаковки в контейнеры
• Fpart: инструмент командной строки с открытым исходным кодом для упаковки файлов (под лицензией C, BSD)
• Алгоритм решения для упаковки и раскроя запасов