Problem wydawania reszty (programowanie dynamiczne, drugi wariant)

Problem wydawania reszty, programowanie dynamiczne 2 Przykładowe wykonanie algorytmu

Ten artykuł opisuje pewną modyfikację algorytmu opartego na programowaniu dynamicznym rozwiązującego problem wydawania reszty. Algorytm ten daje gwarancję znalezienia rozwiązania optymalnego. Algorytm zaproponował J.W. Wright w pracy The Change-Making Problem (link w bibliografii).

Sformułowanie problemu

Dany jest posortowany rosnąco ciąg nominałów A=(c1, c2, …, cn) oraz kwota do wydania r. Należy wyznaczyć takie nieujemne współczynniki k1, k2, …, kn, że k1c1+k2cc+…+kncn=r, a suma k1+k2+…+kn jest jak najmniejsza.

Zakładamy, że wszystkie nominały i kwota r są liczbami naturalnymi, a nominał c1=1. Przyjmujemy również że wartości k nie mają górnych ograniczeń.

Opis algorytmu

Ten algorytm polega na rozstrzyganiu, od którego z nominałów należy rozpocząć wydawanie kwoty. Oznaczmy jako oi optymalną (najmniejszą z możliwych) liczbę monet potrzebnych do wyznaczenia kwoty i. Aby wyznaczyć wartość oi musimy wiedzieć, która z wartości: oi-c1, oi-c2, … ,oi-cj jest najmniejsza (j jest indeksem najwyższego nominału mniejszego bądź równego i). Rozwijając to zagadnienie rekurencyjnie dojdziemy w końcu do przypadku oczywistego, jakim jest wydanie kwoty 0 za pomocą 0 monet. Formalnie możemy to zapisać jako:

oi =

  • 0 dla i=0
  • min(oi-c1, oi-c2, … ,oi-cj)+1 dla i>0 i c1, c2, …, cj ≤ i

Warto zauważyć, że w ten sposób wyznaczamy jedynie łączną liczbę potrzebnych monet, a nie poszczególne współczynniki ki. Dlatego też w każdej komórce tabeli oprócz wartości oi należy zapamiętać również wartość si przechowującą indeks nominału, od którego należy rozpocząć wydawanie kwoty i.

Mając wyznaczone wartości si poszczególne współczynniki ki można wyznaczyć w prosty sposób. Na początku wszystkim współczynnikom ki przypisujemy wartość 0. Następnie sprawdzamy wartość sr i zwiększamy wartość współczynnika ksr o 1. W kolejnym kroku zmniejszamy wartość r o csr i odczytujemy kolejną wartość sr. Czynności powtarzamy, dopóki r>0.

Wartości oi można wyznaczać rekurencyjnie, jednak częściej wypełnia się ją w sposób iteracyjny (od wartości o0 do or).

Złożoność obliczeniowa

Tabela tworzona w trakcie wykonywania algorytmu ma r+1 komórek (r jest kwotą do wydania). W trakcie wypełniania każdej komórki musimy sprawdzić co najwyżej n możliwości (n jest liczbą nominałów). Złożoność czasowa algorytmu jest zatem O(nr), a złożoność pamięciowa to O(r).

Przykład

Załóżmy, że chcemy wyrazić kwotę 6 mając monety o nominałach 1, 3 i 4. Aby wyrazić tę kwotę za pomocą jak najmniejszej liczby monet, musimy wiedzieć, od której monety najlepiej zacząć wydawanie kwoty. W naszym przypadku musimy zatem wiedzieć:

  • Ile monet potrzeba do wydania kwoty 2? (6-4=2)
  • Ile monet potrzeba do wydania kwoty 3? (6-3=3)
  • Ile monet potrzeba do wydania kwoty 5? (6-1=5)

Aby odpowiedzieć na powyższe pytania, musimy rekurencyjnie stawiać kolejne, aż dojdziemy do przypadku oczywistego (kwota równa 0 wymagająca użycia 0 monet). Aby nie stosować rekurencji, rozwiążmy problem w sposób iteracyjny, wyznaczając liczby monet potrzebnych do wydania kolejnych kwot od 0 do 6.

  • Aby wydać kwotę 0, potrzebujemy 0 monet (przypadek oczywisty).
  • Aby wydać kwotę 1, musimy użyć monety o nominale 1.
  • Aby wydać kwotę 2, musimy użyć monety o nominale 1. Zostaje wówczas do wydania kwota 1, do wydania której potrzeba 1 monety. Łącznie do wydania kwoty 2 potrzebujemy zatem 2 monet.
  • Aby wydać kwotę 3, możemy użyć monety o nominale 1 (wówczas pozostaje kwota 2 wymagająca użycia 2 monet) albo monety o nominale 3 (wówczas pozostaje kwota 0 wymagająca użycia 0 monet). Używamy więc monety o nominale 3. Do wydania kwoty 2 potrzebujemy zatem 1 monety.
  • Aby wydać kwotę 4, możemy użyć monety o nominale 1 (wówczas pozostaje kwota 3 wymagająca użycia 1 monety), monety o nominale 3 (wówczas pozostaje kwota 1 wymagająca użycia 1 monety) albo monety o nominale 4 (wówczas pozostaje kwota 0 wymagająca użycia 0 monet). Używamy więc monety o nominale 3. Do wydania kwoty 4 potrzebujemy zatem 1 monety.
  • Aby wydać kwotę 5, możemy użyć monety o nominale 1 (wówczas pozostaje kwota 4 wymagająca użycia 1 monety), monety o nominale 3 (wówczas pozostaje kwota 2 wymagająca użycia 2 monet) albo monety o nominale 4 (wówczas pozostaje kwota 1 wymagająca użycia 1 monety). Używamy więc monety o nominale 4. Do wydania kwoty 5 potrzebujemy zatem 2 monet.
  • Aby wydać kwotę 6, możemy użyć monety o nominale 1 (wówczas pozostaje kwota 5 wymagająca użycia 2 monet), monety o nominale 3 (wówczas pozostaje kwota 3 wymagająca użycia 1 monety) albo monety o nominale 4 (wówczas pozostaje kwota 2 wymagająca użycia 2 monet). Używamy więc monety o nominale 3. Do wydania kwoty 6 potrzebujemy zatem 2 monet.

Podsumowując, aby wydać kwotę 6 najpierw należy użyć monety o nominale 3. Pozostaje wówczas kwota 3, do wydania której ponownie używamy monety o nominale 3. Uzyskujemy w ten sposób rozwiązanie optymalne.

Kod źródłowy

Przykładowa implementacja algorytmu w języku C++ jest dostępna poniżej.

void programowanieDynamiczne(int* c, int n, int r, int* k) {

	// Alokacja tymczasowych tabel
	int* o = new int[r+1]; // Tutaj będą optymalne liczby monet potrzebne do wydania kwoty "i"
	int* s = new int[r+1]; // Tutaj będą indeksy nominałów, od których należy rozpocząć wydawanie kwoty "i"

	int i, j, opt; // Liczniki, zmienna pomocnicza

	o[0] = s[0] = 0; // Inicjalizacja dla kwoty 0

	// Wypełnianie tabel
	for (i = 1; i <= r; ++i) {

		opt = 0;

		for (j = 1; j < n; ++j) {

			if ( (c[j] <= i) && (o[i - c[j]] <= o[i - c[opt]])) {
				opt = j;
			}
		}

		o[i] = o[i - c[opt]] + 1;
		s[i] = opt;

	}

	// Wyzerowanie tablicy k[]
	for (j = 0; j < n; ++j) {
		k[j] = 0;
	}

	// Zwiększanie wartości k na podstawie tablicy s
	while (r > 0) {
		k[s[r]] += 1;
		r -= c[s[r]];
	}

	// Zwolnienie pamięci
	delete[] o;
	delete[] s;

}

Przykładowe wywołanie funkcji:

int main()
{
	int n = 6;
	int a[6] = { 1, 3, 4, 10, 30, 40 };
	int k[6] = { 0 };
	int r = 56;

	programowanieDynamiczne(a, n, r, k);

	return 0;
}

Bibliografia

  1. J.W. Wright, The Change-Making Problem (link) [dostęp: 25 listopada 2016]
Ocena: 0 Tak Nie
Liczba głosów: 0.

Dodano: 1 grudnia 2016 19:32
Ostatnia edycja: 29 marca 2017 17:06

Polityka prywatnościKontakt