预先知道总加工时间的一类特殊的三台平行同类机在线排序

研究三台平行同类机在线排序问题的一种特殊情形,即三台同类机的加工速度分别为s1=s2=1,s3=s≥1．利用“总加工时间”这一部分信息来设计算法,证明了该算法的竞争比为(s 2)/s~(1/2)．结合文献中曾有的关于此问题在线算法的下界,可以知道当S≥2时,该算法比可能有的最好的在线算法在性能上要好．     

关于占线广播调度问题的一个下界

通过研究带有时限的占线广播调度问题及其贪婪算法竞争比为5、确定性算法的竞争比下界为2.59,来剖析所有请求均为紧时限的特殊情形,并运用最坏情形分析法分析得出,在任意一个连续中断的序列中最大中断比具有逐渐减小的变化特征,进而证明了在所有可能的两类连续中断序列中都不可能存在竞争比小于4的确定性算法.由此得出,当请求均为紧时限时,竞争比下界为4.由于紧时限是任意时限的一个特例,从而得出请求为任意时限时的竞争比下界至少为4的结论.     

非平衡的完全二部多重图的K_(1,3)-因子分解

已知完全二部多重图λKm,n可Kp,q-因子分解有一些必要条件,且当p=1,q=2时,这些必要条件也是充分的.本文用因子阵列的方法继续研究非平衡情形中的p=1,q=3情形,得到当y≥5时,这些必要条件亦是充分的,进而得到非平衡λKm,n的K1,3-因子分解的完整解.     

一种超图类的全图存在性问题研究

证明了当n≥4时,不存在排斥C的k-一致的可数超图的全图.Hanjanl和Pach于1981年证明了当k=2且n=4的情形;Cherlin和Komjath于1994年证明了当k=2且n≥4的情形,这里的结果是他们结论的推广.     

图是λ3-最优的最小度条件

为精确估计网络的可靠度,我们需要最优化其图模型的限制边连通度.本文证明了一个n阶连通图,当n≥10且最小度至少为[n/2]-2时,在一定的条件下这个图是λ3-最优的,并举例说明了这些条件的下界是最好可能的.     

最大化接收工件个数的在线分批排序问题研究

研究m台批处理机上的等长工件在线排序问题.在该问题中,工件是随着时间依次到达的,每个工件J具有一个共同的加工时间p0,一个释放时间rj≥0,一个必须交货期dj0.一台机器可以同时加工b个工件(b个工件构成一批),b=∞表示批容量无界.每一批的加工时间由该批中工件的最长加工时间来决定.同一批中的所有工件均具有相同的开工时间和完工时间,目标是确定一个工件可以被中断重启的在线排序最大化接收工件总个数.首先,当m=2、3时分别给出了问题的下界为2和6/5.其次,设计出了问题的一个在线算法H并证明其竞争比分别为3(当m=2时)、4(当m=3或m≥4为偶数时)和5(当m≥5为奇数时).     

两台具有服务等级的可拒绝平行机排序问题

研究了工件具有服务等级且可拒绝的平行机排序问题.设有两台平行机,加工速度相同;n个工件分别按列表在线到达,每个工件含有三个参数:加工长度,拒绝费用以及服务等级g_j=1,2.当且仅当g(Mi)≤gj时,工件J_j可由机器M_i加工,且加工不允许中断.进一步,当工件到达时,可以选择被加工,花费一定的加工时间;也可以被拒绝,此时要付出相应的罚值.目标为使被接收工件的最大完工时间与被拒绝工件的总罚值之和最小.文中设计出在线算法H,并证明算法的竞争比为1+(2~(1/2)/2)≈1.707,下界为5/3≈1.667,上下界大约相差0.04.     

Ulam-Rényi容错搜索问题与最优纠错编码

带反馈对称信道的最优e-纠错编码等价于Ulam-Rényi容错搜索问题中的最小提问次数q(n;e).情形e∈{1,2,3}时确定q(n;e)的精确值问题己经解决.本文将针对e=2所建立的著名的Guzicki算法推广到一般情形.我们的主要结果提供了用来判定搜索过程中出现的任意状态是否能够达到其信息论下界的一个精确的算法.     

U1am-Rényi容错搜索问题与最优纠错编码

带反馈对称信道的最优e-纠错编码等价于Ulam-Rényi容错搜索问题中的最小提问次数q(n;e).情形e∈{1,2,3}时确定q(n;e)的精确值问题己经解决.本文将针对e=2所建立的著名的Guzicki算法推广到一般情形.我们的主要结果提供了用来判定搜索过程中出现的任意状态是否能够达到其信息论下界的一个精确的算法.     

特殊情形下的两台可拒绝同类机在线排序问题

研究了工件带有拒绝费用的两台同类机在线算法,两台机器的速度分别为1和s,s∈[1,+∞),工件逐个到达,当工件到达时,可以选择被分配到机器上进行加工并花费一定的加工时间;也可以被拒绝,但此时需付出一定的拒绝费用。进一步假定每个工件的加工时间与拒绝费用成固定比例α(α≥0),即p_j=αt_j。目标函数为使被加工工件的最大完工时间与被拒绝工件的总罚值之和最小,工件的加工不可中断。本研究设计一种在线算法URLS,并证明该算法的竞争比和下界均为关于参数α的分段函数,且当α∈[0,(s+1)~(1/2)/s+1)∪[1,+∞)时上下界相吻合,算法达到最优。     

平行三阶段流水作业问题的近似算法

研究了n个三阶段工件在m个流水车间进行加工的排序问题,目标为最小化最大完工时间。当m是定值时,该问题是NP困难;当m2时,问题是强NP困难。将问题分解成3种情形,情形1给出了7/3-1/(3m)的近似比;情形2给出了一个3的近似比;情形3给出了近似比为23/6-1/(3m)。结合3种情形,最终给出了性能比为23/6-1/(3m)的算法。     

Gracefulness of disconnected graphs W(k)m∪G

文章证明了对任意自然数n≥1,P≥1,K≥1,当m1=2p+3或2p+4时,图W(k)m1U Kn,p为优美图,其中W(k)m1为由k个轮Wmi(i=1,2,…,k)的中心顶点合并后构成的连通图;当m1≥3,n≥[m1/2]时,非连通图W(k)m1∪St(n)为优美图;对任意自然数P≥1,图W(k)2p2+i∪Gpi为优美图,其中,Gpi表示p条边的i-优美图(i=1,2);对任意自然数n≥1,当m1=2n+5时,图W(k)m1∪(C3VKn)为优美图.     

特殊情形下的两台可拒绝同类机在线排序问题

研究了工件带有拒绝费用的两台同类机在线算法,两台机器的速度分别为 1 和 s ,s ∈ [ 1 , +∞ ),工件逐个到达,当工件到达时,可以选择被分配到机器上进行加工并花费一定的加工时间;也可以被拒绝,但此时需付出一定的拒绝费用。进一步假定每个工件的加工时间与拒绝费用成固定比例 α ( α ≥0 ),即 pj =αtj 。目标函数为使被加工工件的最大完工时间与被拒绝工件的总罚值之和最小,工件的加工不可中断。本研究设计一种在线算法 URLS ,并证明该算法的竞争比和下界均为关于参数 α 的分段函数,且当 * 时上下界相吻合,算法达到最优。(注：*处代表公式)
     

一类限位排列的计数估值及其应用

本文应用VanderWaerden 猜想,给出了l(m,n)的一个下界,l(m,n)≥(1-(m/n))~nn!,且当n≥6,m≤n/2时,l(m,n)≥(1-m/n)~nn!比l(m,n)≥(n-m)!好。     

n阶单圈图的边平均Wiener指标

对于n阶单圈图的边平均Wiener指标,证明了当n≥6时,W’e(G)≤112(2n3-32n+69),等号成立当且仅当G≌C3(Pn-2);W’e(G)≥14(2n2-9),等号成立当且仅当G≌C3(Sn-2)。     

非连通图Wmk∪G的优美性

文章证明了对任意自然数n≥1,p≥1,k≥1,当m1=2p+3或2p+4时,图W(k)m1∪Kn,p为优美图,其中Wm1(k)为由k个轮Wmi(i=1,2,…,k)的中心顶点合并后构成的连通图;当m1≥3,n≥[m1/2]时,非连通图Wm1(k)∪St(n)为优美图;对任意自然数p≥1,图W2p+2+i(k)∪Gip为优美图,其中,Gpi表示p条边的i-优美图(i=1,2);对任意自然数n≥1,当m1=2n+5时,图Wm1(k)∪(C3∨■)为优美图。     

关于5色K4问题的两个充要条件

设KN是具有n个顶点的完全图,f（n）是满足下列条件的最小正整数：对于任意的正整数m≥f（n）,存在Kn的一个m边着色,使得Kn中的任一个巧至少含5种颜色．Erdoes和Gyarfas给出了f（n）的上下界：2/3n〈f（n）〈n;并且证明了f（9）=8．唐明元证明了f（10）=9;并且改进了f（n）的下界：f（n）〉2/3n＋1．作者进一步改进了f（n）的下界：当n≥20时,f（n）〉1/8（6n-5）．给出了关于5色K4问题的两个充要条件．     

带机器准备时间的同类机在线与半在线排序问题

研究带机器准备时间的m台同类机(uniform machines)在线和半在线排序问题，目标函数为极小化最大机器(工件)完工时间。对于在线情形，证明了LS算法的最坏情况为ρ=｛（1 √5）/2，m=2,1 √2m-2/2,m≥3，并且当m=2，LS算法是最好的近似算法；当m=2，3，…，6时界是紧的，特别地，当s1=s2=…=sm-1,sm≥l时，证明了LS算法的最坏情况界为ρ=｛（1 √5）/2，m=2,3-4/m 1,m≥3，而且界是紧的；对于已知加工时间递减的半在线排序问题，证明了LS算法的最坏情况界为2—2/(m 1)。     

带有延迟时间下界的k-(n1,1,…,1)-排序问题的拟多项式时间算法

研究Wikum提到的关于带有延迟时间下界的k-(n1,1,…,1)-链形结构排序问题的拟多项式时间算法,其中n1=2的情况己得到解决,这里主要以n1=3的情形为例作更加细致的分析,然后给出此原来的算法更加有效的拟多项式时间算法．     

(非汉字符号)_n型仿射Weyl群a值5的A_1~5型双边胞腔

通过对D～n 型仿射Weyl群W中a值为 5的一类特殊双边胞腔的左胞腔的描述 ,计算出当n =10时 ,这样的双边胞腔有两个 ,记为Ω1,Ω2 .其中Ω1,Ω2 各含 5 12 =2 9个左胞腔 ;当n≥ 11时 ,这样的双边胞腔只有 1个 ,记为Ω .当n =11时 ,Ω含有 10 2 4个左胞腔 ;当n =12时 ,Ω含有 15 86个左胞腔 ;当n≥ 13时 ,Ω含有 (1/12 0 )(n5- 45n4 2 3 45n3- 5 0 3 5 5n2 48497n - 17470 80 )个左胞腔