Ответы к домашним заданиям

Домашние задание №1. Отсортировать функции по скорости роста, начиная с наименьшей:

Решение.

Для примера сравним скорости роста функций и.

1)Прологарифмируем оба выражения по основанию 2:

n! и

2)Используя формулу Стирлинга: , получим

иДалее:

3)Так как значение некоторых частей выражений много меньше значения других, то их можно рассматривать:

и

Т.к. nloge≪nlogn

Получаем:

.

Аналогичное неравенство выполняется и для исходных функций.

Следовательно, .

Функция растет быстрее, чем.

Сравнивая остальные функции аналогичным образом, получаем сведущую последовательность:

Ответ:

Домашние задание №2.

Выразить А³(1,0,1,1) через А² и эспоненту по формуле быстрого преобразования Фурье. N=2⁴.

Решение.

=

r=4;

S=2;

k₁=1;

k₂=0;

k₃=1;

k₄=1;

У нас имеются все данные, которые нужно подставить в формулу:

A³(1,0,1,1)=

Ответ:

Домашние задание №3. Найти произведение 3871 и 9211 по формуле быстрого умножения чисел.

Решение.

Разобьем наши числа на разряды по формуле:

x=a∙2^k+b

y=c∙2^k+d.

Формула быстрого умножения чисел имеет вид:

x∙y=V∙2^2k+(U-V-W)∙10^k +W.

Если в процессе вычисления мы получаем(k+1) разрядные числа, то их произведение вычисляется по формуле (*):

a∙b=a₁∙b₁+( a₁∙b₂ a₂∙b₁)2k+ a₂∙b₂

В данном случае k=2.

Получаем x=38∙10²+71, y=92∙10²+11.

1)Рассчитываем U:

U=(38+72)(92+11)=109∙103(двухразрядное умножение с двумя переполнениями).

Получаем трехразрядные числа. Следует воспользоваться формулой (*), где

a₁=1, a₂=9;

b₁=1, b₂=3.

109∙103=1∙1∙10⁴+(09+03)∙10²+09∙03=11227.

Получили 09∙03 – двухразрядное умножение без переполнения:

09∙03=0∙10²+(27-0-27)∙10+27=27

Таким образом, U=1∙1∙10⁴+(09+03)10²+09∙03=11227.

2)Рассчитаем V:

V=38∙92 (двух разрядное умножение без переполнений)

В U₂ мы получили .

Вычисляем его по формуле(*):

a₁=1, a₂=1;

b₁=1, b₂=1.

U₂=11∙11=1∙1∙10²+(1∙1+1∙1) ∙10¹+1∙1=121.

Таким образом, V=38∙92=27∙10²+(121-27-16) ∙10¹+16=3496.

3)Рассчитаем W:

W=71∙11(двух разрядное умножение без переполнений)

Таким образом, W=71∙11=7∙10²+(16-7-1)∙10+1=781.

Теперь мы можем вычислить 3871∙9211=3496∙10⁴+(11227-3496-781)∙10²+781=35655781.

Ответ: 3871∙9211=35655781.

Домашние задание №4.

Найти произведение 8329 и 5631 по формуле быстрого умножения чисел.

Решение.

Разобьем наши числа на разряды по формуле:

x=a∙2^k+b

y=c∙2^k+d.

Формула быстрого умножения чисел имеет вид:

x∙y=V∙2^2k+(U-V-W)∙10^k +W.

Если в процессе вычисления мы получаем(k+1) разрядные числа, то их произведение вычисляется по формуле (*):

a∙b=a₁∙b₁+( a₁∙b₂ a₂∙b₁)2k+ a₂∙b₂

В данном случае k=2. Получаем x=83∙10²+29, y=56∙10²+31.

1)Рассчитаем U:

U=(83+29)(56+31)=112∙87(двухразрядное умножение с одним переполнением)

Следует воспользоваться формулой (*):

a₁=1, a₂=12;

b₁=0, b₂=87.

a∙b=112∙87=1∙0∙10⁴+(1∙87+12∙0) ∙10²+12∙87.

Получили 12∙87 – двухразрядное умножение без переполнений:

Вычислим U₁ по формуле (*):

a'₁=0, a'₂=3;

b'₁=1, b'₂=5.

a'∙b'=3∙15=0∙1∙10²+(0∙5+3∙1) ∙10¹+3∙5=45.

Теперь мы можем вычислить12∙87=8∙10²+(45-8-14) ∙10¹+14=1044 и досчитать

a∙b=112∙87=87∙ 10²+(1∙87+12∙0) ∙10¹+12∙87=9744

Таким образом, U=87∙ 10²+(1∙87+12∙0) ∙10¹+12∙87=9744

2) Рассчитаем V:

V=83∙56(двухразрядное умножение без переполнений)

U₂ мы получили одноразрядное умножение с двумя переполнениями. Вычисляем его по формуле(*):

a₁=1, a₂=1;

b₁=1, b₂=1.

U₂=11∙11=1∙1∙10²+(1∙1+1∙1) ∙10¹+1∙1=121.

Таким образом, U_2­=83∙56=40∙10²+(121-40-18) ∙10¹+18=4648.

3)Рассчитаем W:

W=29∙31 (двухразрядное умножение без переполнений)

Вычисляем U₃ по формуле (*):

a₁=1, a₂=1;

b₁=0, b₂=4.

11∙4=1∙0∙10²+(1∙4+1∙0) ∙10¹+1∙4=44.

Таким образом, W=2931=6∙10²+(44-6-9) ∙10¹+9=899

Теперь мы можем вычислить 8329∙5631=4648∙10⁴+(9744-4648-899) ∙10²+899=4690059.

Ответ: 8329∙5631=4690059.

Домашние задание №5(А,Б,В).

А) Найти сотов минимального веса для связанного взвешенного неориентированного графа, заданного матрицей стоимостей переездов из одной вершины в другую:

Решение.

1. Упорядочить все ребра графа по возрастанию их стоимости:

(1,5)=1;(0,1)=2;(0,5)=3;(4,5)=3;(0,3)=4; (1,2)=4; (1,3)=5; (3,4)=5; (0,4)=6; (1,4)=6; (0,2)=7; (2,4)=7; (3,5)=7; (2,3)=8; (2,5)=∞;

2. Создаем таблицу: слева ребра, справа компоненты связанности.

Изначально список пуст и все компоненты связанности одновершинные. Берем минимальное по стоимости ребро и включаем его в список ребер. Две соответствующие вершины объединяем в одну компоненту связанности. Если обе вершины ребра уже принадлежат какой либо компоненте связанности, то данное ребро мы бракуем.

Данную процедуру повторяем, пока все вершины не окажутся в одной компоненте связанности (для этого потребуется включить в наш остов ровно n-1=4 ребра).

Таким образом, мы нашли остов минимального веса(его вес равен 14) для заданной матрицы стоимостей:

Б) Найти кратчайшие расстояния от второй до все остальных вершин графа,заданного матрицей стоимостей переездов из одной вершины в другую

Б1) Решение:

Формируем первоначальный массив стоимостей: D^[0]=(∞, ∞,0, ∞,∞,∞).

Стоимость вершины i на каждом шаге считаем по формуле:

D^[k+1](i)=min(D^[k](0)+C(0,i), D^[k](1)+ C(1,i), D^[k](2)+ C(2,i), D^[k](3)+ C(3,i), D^[k](4)+ C(4,i), D^[k](5)+ C(5,i))

Вычислим стоимости вершин данного графа на первом шаге:

D^[1](0)=min(D^[0](0)+C(0,0), D^[0](1)+ C(1,0), D^[0](2)+ C(2,0), D^[0](3)+ C(3,0), D^[0](4)+ C(4,0), D^[0](5)+ C(5,0))=min(∞, ∞,2, ∞,∞,∞)=2.

D^[1](1)=min(D^[0](0)+C(0,1), D^[0](1)+ C(1,1), D^[0](2)+ C(2,1), D^[0](3)+ C(3,1), D^[0](4)+ C(4,1), D^[0](5)+ C(5,1))=min(∞+2, ∞+0,0+2, ∞+∞,∞+∞,∞+2)=2.

D^[1](2)=min(D^[0](0)+C(0,2), D^[0](1)+ C(1,2), D^[0](2)+ C(2,2), D^[0](3)+ C(3,2), D^[0](4)+ C(4,2), D^[0](5)+ C(5,2))=min(∞+7, ∞+0,0+0, ∞+8,∞+7)=0.

D^[1](3)=min(D^[0](0)+C(0,3), D^[0](1)+ C(1,3), D^[0](2)+ C(2,3), D^[0](3)+ C(3,3), D^[0](4)+ C(4,3), D^[0](5)+ C(5,3))=min(∞, ∞,8, ∞,∞,∞)=8.

D^[1](4)=min(D^[0](0)+C(0,4), D^[0](1)+ C(1,4), D^[0](2)+ C(2,4), D^[0](3)+ C(3,4), D^[0](4)+ C(4,4), D^[0](5)+ C(5,4))=min(∞, ∞,7, ∞,∞,∞)=7.

D^[1](5)=min(D^[0](0)+C(0,5), D^[0](1)+ C(1,5), D^[0](2)+ C(2,5), D^[0](3)+ C(3,5), D^[0](4)+ C(4,5), D^[0](5)+ C(5,5))=min(∞, ∞,∞, ∞,∞,∞)=∞.

Вычислим стоимости вершин данного графа на втором шаге:

D^[2](0)=min(D^[1](0)+C(0,0), D^[1](1)+ C(1,0), D^[1](2)+ C(2,0), D^[1](3)+ C(3,0), D^[1](4)+ C(4,0), D^[1](5)+ C(5,0))=min(2+0,4+3,0+2,8+4,7+∞,∞+2)=2.

D^[2](1)=min(D^[1](0)+C(0,1), D^[1](1)+ C(1,1), D^[1](2)+ C(2,1), D^[1](3)+ C(3,1), D^[1](4)+ C(4,1), D^[1](5)+ C(5,1))=min(2+2,4+0,0+4, 8+∞,7+7,∞+4)=4.

D^[2](3)=min(D^[1](0)+C(0,3), D^[1](1)+ C(1,3), D^[1](2)+ C(2,3), D^[1](3)+ C(3,3), D^[1](4)+ C(4,3), D^[1](5)+ C(5,3))=min(2+4,4+5,0+8,8+0,7+4,∞+7)=6.

D^[2](4)=min(D^[2](0)+C(0,4), D^[2](1)+ C(1,4), D^[2](2)+ C(2,4), D^[2](3)+ C(3,4), D^[2](4)+ C(4,4), D^[2](5)+ C(5,4))=min(2+6,4+6,0+7,8+5,7+0,∞+8)=7.

D^[2](5)=min(D^[2](0)+C(0,5), D^[2](1)+ C(1,5), D^[2](2)+ C(2,5), D^[2](3)+ C(3,5), D^[2](4)+ C(4,5), D^[2](5)+ C(5,5))=min(2+3,4+1,0+∞, 8+7,7+3,∞+0)=5.

Вычислим стоимости вершин данного графа на третьем шаге:

D^[3](0)=min(D^[2](0)+C(0,0), D^[2](1)+ C(1,0), D^[2](2)+ C(2,0), D^[2](3)+ C(3,0), D^[2](4)+ C(4,0), D^[2](5)+ C(5,0))=min(2+0,4+3,0+2,6+4,7+∞,5+2)=2.

D^[3](1)=min(D^[2](0)+C(0,1), D^[2](1)+ C(1,1), D^[2](2)+ C(2,1), D^[2](3)+ C(3,1), D^[2](4)+ C(4,1), D^[2](5)+ C(5,1))=min(2+2,4+0,0+4, 6+∞,7+7,5+4)=4.

D^[3](3)=min(D^[2](0)+C(0,3), D^[2](1)+ C(1,3), D^[2](2)+ C(2,3), D^[2](3)+ C(3,3), D^[2](4)+ C(4,3), D^[2](5)+ C(5,3))=min(2+4,4+5,0+8,6+0,7+4,5+7)=6.

D^[3](4)=min(D^[2](0)+C(0,4), D^[2](1)+ C(1,4), D^[2](2)+ C(2,4), D^[2](3)+ C(3,4), D^[2](4)+ C(4,4), D^[2](5)+ C(5,4))=min(2+6,4+6,0+7,6+5,7+0,5+8)=7.

D^[3](5)=min(D^[2](0)+C(0,5), D^[2](1)+ C(1,5), D^[2](2)+ C(2,5), D^[2](3)+ C(3,5), D^[2](4)+ C(4,5), D^[2](5)+ C(5,5))=min(2+3,4+1,0+∞,6+7,7+3,5+0)=5.

Массив стоимостей вершин перестал меняться. Таким образом, мы получили кратчайшее расстояние от всех вершин данного графа до второй вершины.

Б2) Решение:

Первоначально в множество S включаем только ту вершину, от которой требуется найти расстояние до всех других вершин графа. В нашем случае это вершина V₂=2.

Считаем стоимости проезда от вершины 2 до всех остальных вершин:

D[V₀]=D[0]=C(V₂,V₀)=C(2,0)=2;

D[V₁]=D[1]=C(V₂,V₁)=C(2,1)=4;

D[V₃]=D[3]=C(V₂,V₃)=C(2,3)=8;

D[V₄]=D[4]=C(V₂,V₄)=C(2,4)=7;

D[V₅]=D[5]=C(V₂,V₅)=C(2,5)=∞;

Далее выбираем среди всех вершин графа, за исключением вершины V₂=2, минимальную по тоимости:

D[W]=min(D[V₀], D[V₁], D[V₃], D[V₄], D[V₅])=min(2,4,8,7,∞)=2,

W=V₀=0;

Пересчитываем стоимости проезда от вершины 0 до всех остальных вершин, кроме вершины V₀=0:

D[V₁]=D[1]=min(D[V₁],D[W]+C(V₀,V₁))=min(4,2+C(0,1))=min(4,2+2)=4

D[V₃]=D[3]=min(D[V₃],D[W]+C(V₀,V₃))=min(8,2+C(0,3))=min(8,2+4)=6

D[V₄]=D[4]=min(D[V₄],D[W]+C(V₀,V₄))=min(7,2+C(0,4))=min(7,2+6)=7

D[V₅]=D[5]=min(D[V₅],D[W]+C(V₀,V₅))=min(∞,2+C(0,5))=min(∞,2+3)=5

Выбираем среди всех вершин графа, за исключением 0, 2, минимальную по стоимости:

D[W]=min(D[V₁], D[V₃], D[V₄], D[V₅])=min(4,6,7,5)=4,

W=V₁=1

Пересчитываем стоимости проезда от вершины 2 до всех остальных вершин, кроме вершины V₀=0, V₁=1.

D[V₃]=D[3]=min(D[V₃],D[W]+C(V₁,V₃))=min(6,4+C(1,2))=min(6,4+5)=6

D[V₄]=D[4]=min(D[V₄],D[W]+C(V₁,V₄))=min(7,4+C(1,4))=min(7,4+6)=7

D[V₅]=D[5]=min(D[V₅],D[W]+C(V₁,V₅))=min(5,4+C(1,5))=min(5,4+1)=5

Выбираем среди всех вершин графа, за исключением 0, 2, 1 минимальную по стоимости:

D[W]=min( D[V₃], D[V₄], D[V₅])=min(6,7,5)=5,

W=V₅=5

Пересчитываем стоимости проезда от вершины 5 до всех остальных вершин, кроме вершины V₀=0, V₁=1, V₂=2 V₅=5

D[V₃]=D[3]=min(D[V₃],D[W]+C(V₅,V₃))=min(6,5+C(5,3))=min(6,5+7)=6

D[V₄]=D[4]=min(D[V₄],D[W]+C(V₅,V₄))=min(7,5+C(5,4))=min(7,5+8)=7

И, наконец D[W]=min( D[V₃], D[V₄])=min(6,7)=6,

W=V₃=3

В результате мы получили таблицу, содержащую кратчайшее расстояние от вершины V₂ до всех остальных вершин данного графа.

В) Определить оценку Н, если первоначальный маршрут (4,0,3){1,5}.

Матрица стоимостей переездов:

Решение.

1. Вычеркиваем нулевую и четвертую строки, так как мы уже выехали из нулевоц и четвертой вершин.

2. Вычеркиваем нулевой и третий столбцы, так как мы уже выезжали в нулевую и третью вершины.

Получаем следующую матрицу:

Стоимость переезда (3,5) полагаем равным ∞, т. к. он запрещен.

1. В каждой строке находи минимальный элемент (стоимость выезда):

α_i=1,4,5,4. Выплачиваем найденные стоимости выездов, т. е. все элементы соответствующие строки уменьшаем на α_i:

2. В каждом столбце находим минимальный элемент (стоимость въезда):

β_i=0,3,0,0.

3. Вычисляем наименьшую стоимость маршрута:

H(D)=C(4,0)+C(0,3)+α(1)+α(2)+α(3)+α(5)+β(1)+β(2)+β(4)+β(5)=∞+4+(1+4+5+4)+(0+3+0+0)=∞.

Ответ: H(D)=∞.

Домашнее задание №6(А,Б)

А) Задача грабителя (о рюкзаке). Имеется склад, на котором присутствует ассортимент товаров (каждого товара неограниченный запас). У каждого товара своя стоимость С_i и масса m_i. Выбрать набор товаров так, чтобы его суммарный вес не превышал заданную грузоподъемность М притом, что суммарная стоимость этого набора товаров была бы максимальной.

Максимальная грузоподъемность: М=23;24.

Решение.

Вычислим f(M) - максимально возможную стоимость товаров при грузоподъемности М:

f(0)=0;

f(1)=0;

f(2)=0;

f(3)=0;

f(4)=0;

f(5)=max(f(5-5)+9,f(5~7)+l3,f(5-ll)+21)=max(0+9)=9;

f(6)=max(f(6-5)+9, f(6~7)+J3,f(6-ll)+21)= тах(0+9)=9;

f(7)=max(f(7-5)+9, f(7-7)+l3,f(7-U)+21)= тах(0+9, 0+13)=13;

f(8)= (f(8-5)+9, f(8~7)+l3,f(8-11)+21)= тах(0+9, 0+13)=13;

f(9)= max(f(9-5)+9, f(9~7)+l3,f(9-11)+21)=max(0+9, 0+13)=13;

f(10)=max(f(10-5)+9, f(10~7)+13,f(10-ll)+21)=max(9+9, 0+13)=18;

f(U)=max(f(ll-5)+9, f(ll~7)+13,f(ll-ll)+21)=max(9+9, 0+13, 0+21)=21;

f(12)=max(f(12-5)+9, f(12-7)+13,f(12-ll)+21)= max(13+9, 9+13, 0+21)=22;

f(13)=max(f(13-5)+9, f(13~7)+13,f(13-ll)+21)=max(13+9, 9+13, 0+21)=22;

f(14)=ma(f(14-5)+9, f(14-7)+13,f(14-U)+21)=max(13+9, 13+13, 0+21)=26;

f(15)=max(f(15~5)+9, f(15-7)+13,f(15-ll)+21)=max(18+9, 13+13, 0+21)=27;

f(16)=max(f(16-5)+9, f(16~-7)+13,f(16-ll)+21)=max(21+9, 13+13, 9+21)=30;

f(17)=max(f(17-5)+9, f(17-7)+13,f(17-U)+21)=max(22+9, 18+13, 9+21)=31;

f(18)=max(f(18^5)+9, f(18-7)+13,f(18-ll)+21)= max(22+9, 21+13, 13+21)=34;

f(19)=max(f(19-5)+9, f(19~7)+13,f(19-U)+21)=max(26+9, 22+13, 13+21)=35;

f(20)=max(f(20-5)+9, f(20-7)+13,f(20-ll)+21)=max(27+9, 22+13, 13+21)=36;

f(21)=max(f(21-5)+9, f(21-7)+13,f(21-U)+21)=max(30+9, 26+13, 18+21)=9;

f(22)=max(f(22)+9, f(22)+13,f(22-ll)+21)=max(31+9, 27+13, 21+21)=42;

f(23)=max<f(23-5)+9, f(23-7)+13,f(23-U)+21)=max(34+9,30+13, 22+21)=43;

f(24)=max(f(24-5)+9, f(24-7)+13,f(24-ll)+21)= max(35+9, 31+15, 22+21)=44.

Определим оптимальный набор товаров при M=23:

f(23)=43;

f(23-5)+9=f(18)+9=34+9=43; => берём товар ( m₁=5 , С₁=9).

Новая грузоподъемность М=23-5=18

f(18)=34;

f(18-5)+9= f(13)+9=22+9=31; берём товар ( m₁=5 , С₁=9), так как 34≠31

f(18)=34;

f(28-7)+13= f(11)+13=21+13=34; берём товар ( m₂=7 , С₂=13)

Новая грузоподъемность М=18-7=11

f(11)=21;

f(11-5)+9= f(6)+9=9+9=18;не берём товар ( m₁=5 , С₁=9), так как 18≠21

f(11)=21;

f(11-7)+13= f(4)+13=0+13=13;не берём товар ( m₂=7 , С₂=13), так как 13≠21

f(11)=21;

f(11-11)+21= f(0)+21=0+21=21; берём товар ( m₃=11 , С₃=21)

Новая грузоподъемность М=11-11=0 грузоподъемность исчерпана.

Получили оптимальный набор товаров при М=23;

1 товар ( m₁=5 , С₁=9),

1товар ( m₂=7 , С₂=13)

1товар ( m₃=11 , С₃=21).

Определим оптимальный набор товар при М=24:

f(24)=44;

f(24-5)+9= f(19)+9=35+9=44;  берём товар ( m₁=5 , С₁=9)

Новая грузоподъемность М=24-9=19

f(19)=35;

f(19-5)+9= f(14)+9=26+9=35;  берём товар ( m₁=5 , С₁=9)

Новая грузоподъемность М=19-5=14

f(14)=26;

f(14-5)+9= f(9)+9=13+9=22;  берём товар ( m₁=5 , С₁=9) т к 22≠26

f(14)=26;

f(14-7)+13= f(7)+13=13+13=26;  берём товар ( m₂=7 , С₂=13)

Новая грузоподъемность М=14-7=7

f(7)=13;

f(7-5)+9= f(2)+9=0+9=9;  не берём товар ( m₁=5 , С₁=9) т к 9≠13

f(7)=13;

f(7-7)+13= f(0)+13=0+13=13;  берём товар ( m₂=7 , С₂=13)

Новая грузоподъемность М=7-7=0 грузоподъемность исчерпана. Получили оптимальный набор товаров при М=24:

2 товара ( m₁=5 , С₁=9)

2 товара( m₂=7 , С₂=13)

Б) Расставить скобки при перемножении матриц оптимальным образом.

M₁=[10×20], M₂=[20×5], M₃=[5×4], M₄=[4×30], M₅=[30×6].

Решение.

r₀=10, r₁=20, r₂=5, r₃=4, r₅=6.

Вычислим оптимальные трудоемкости перемножения матриц:

f(1,1)= f(2,2)= f(3,3)= f(4,4)= f(5,5)=0.

f(1,2)= f(1,1)+ f(2,2)+ r_0∙ r₁∙ r₂=0+0+10∙20∙5=1000;

f(2,3)= f(2,2)+ f(3,3)+ r_0∙ r₁∙ r₂=0+0+20∙4∙5=400;

f(3,4)= f(3,3)+ f(4,4)+ r_0∙ r₁∙ r₂=0+0+5∙4∙30=600;

f(4,5)= f(4,4)+ f(5,5)+ r_0∙ r₁∙ r₂=0+0+4∙30∙6=720;

f(1,3)=min( f(1,1)+ f(2,3)+ r_0∙ r₁∙ r₂=0+400+10∙20∙4=1200;f(1,2)+ f(3,3)+ r_0∙ r₁∙ r₂=1000+0+10∙4∙5=1200)=1200

f(2,4)=min( f(2,2)+ f(3,4)+ r_1∙ r₂∙ r₄=0+600+20∙5∙30=3600;f(2,3)+ f(4,4)+ r_1∙ r₃∙ r₄=400+0+20∙4∙30=2800)=2800

f(3,5)=min( f(3,3)+ f(4,5)+ r_2∙ r₃∙ r₅=0+720+5∙4∙6=840;f(3,4)+ f(5,5)+ r_2∙ r₄∙ r₅=600+0+5∙30∙6=900)=840

f(1,4)=min( f(1,1)+ f(2,4)+ r_0∙ r₁∙ r₄=0+2800+10∙20∙30=8800;f(1,2)+ f(3,4)+ r_0∙ r₂∙ r₄=1000+600+10∙5∙30=3100; f(1,3)+ f(4,4)+ r_0∙ r₃∙ r₄=1200+0+10∙4∙30=2400)=2400;

f(2,5)=min( f(2,2)+ f(3,5)+ r_1∙ r₂∙ r₅=0+840+20∙5∙6=1440;f(2,3)+ f(4,5)+ r_1∙ r₃∙ r₅=400+720+20∙4∙6=1600; f(2,4)+ f(5,5)+ r_1∙ r₄∙ r₅=2800+0+20∙30∙6=6400)=1400;

f(1,5)=min( f(1,1)+ f(2,5)+ r_0∙ r₁∙ r₅=0+1440+10∙20∙6=2640;f(1,2)+ f(3,5)+ r_0∙ r₂∙ r₅=1000+840+10∙5∙6=2140; f(1,3)+ f(4,5)+ r_0∙ r₃∙ r₅=1200+720+10∙4∙6=2160;

f(1,4)+ f(5,5)+ r_0∙ r₄∙ r₅=2400+0+10∙30∙6=4200)=2140;

Восстановим оптимальную расстановку скобок:

min f(1,5) достигнут на f(1,2)+ f(3,5):

(М_1∙М₂)∙( М_3∙М_4∙М₅)

min f(3,5) достигнут на f(3,3)+ f(4,5):

(М_1∙М₂)∙( М₃ (М_4∙М₅))

Ответ: (М_1∙М₂)∙( М₃ (М_4∙М₅))

Домашние задание№7

По заданной в КНФ Z построить граф G и найти в нем возможные «клики».

Z=(x₁˅˺x₂˅˺x₄)&(˺ x₂˅˺x₄)&( x₃˅˺x₄)&( ˺ x₁˅˺x₄)

Решение.

В графе будет 9 вершин

x₁[1,1]

˺x₂[2,1]

x₃[3,1]

˺x₁[4,1]

˺x₂[1,2]

˺x₄[2,2]

˺x₄[3,2]

x₄[4,2]

˺x₄[1,3]

Построим для Z таблицу истинности.

По таблице нетрудно заметить, что Z=1 на шести наборах переменных. Значит, данный граф имеет ровно 6 «клик»:

1. [1,1],[2,1],[3,1],[4,2]

2. [1,2],[2,1],[3,1],[4,1]

3. [1,2],[2,1],[3,1],[4,2]

4. [1,2],[2,1],[3,2],[4,2]

5. [1,2],[2,2],[3,1],[4,1]

6. [1,3],[2,2],[3,1],[4,1]

Ответ: Получили 6 вышесказанных «клик».

РЕКОМЕНДУЕМАЯ ЛИТЕРАТУРА

1. Ахо А., Ульман Дж., Хопкрофт Дж. Построение и анализ алгоритмов. –М.Мир, 1987, стр.520

2. Томас Кормен. Алгоритмы. Построение и анализ. Второе издание. Москва-Санкт-Петербург-Киев,2005, стр 1296.

3. H.S. Wilf Algorithms and complexity. Internet Edition,1994,стр 136

4. М. Гэри, Д.Джонсон. Вычислительные машины и трудно решаемые задачи. Москва «Мир» 1982 стр 416.

5. Носов НН Теория алгоритмов и анализа их сложности.

http://intsys.msu.ru/stuff/vnosov/theoralg.htm

6. Кузюрин НН Курс лекций «Сложность комбинаторных алгоритмов»

http://discopal.ispras.ru/ru.lectures.htm