Алгоритм DC-дерева для k серверов на деревьях: различия между версиями

Перейти к навигации Перейти к поиску

Алгоритм DC-дерева для k серверов на деревьях (посмотреть исходный код)

Версия от 13:29, 16 декабря 2011

26 байт добавлено ,  16 декабря 2011
нет описания правки
Нет описания правки
Нет описания правки
Строка 33: Строка 33:


Конкурентный анализ алгоритма DC-TREE основан на рассуждениях о потенциале. Стоимость алгоритма DC-TREE сравнивается со стоимостью алгоритма противоположной стороны, выполняющей запросы на собственных серверах. Обозначим за A конфигурацию серверов «противника» на данном этапе и определим потенциал <math>\Phi\ = k \cdot D(S,A) + \sum_{i<j}d(s_{i}, s_{j})</math>
Конкурентный анализ алгоритма DC-TREE основан на рассуждениях о потенциале. Стоимость алгоритма DC-TREE сравнивается со стоимостью алгоритма противоположной стороны, выполняющей запросы на собственных серверах. Обозначим за A конфигурацию серверов «противника» на данном этапе и определим потенциал <math>\Phi\ = k \cdot D(S,A) + \sum_{i<j}d(s_{i}, s_{j})</math>
, где D(S,A) – стоимость алгоритма нахождения соответствия с минимальной стоимостью между S и A. На каждом этапе противная сторона в первую очередь перемещает один из своих серверов в r. На данном под-этапе потенциал возрастает не более чем в k раз по сравнению со стоимостью противной стороны. Затем DC-TREE выполняет запрос. Можно показать, что сумма Ф и стоимости DC-TREE не возрастает. Два этих факта, с учетом накопления по всей последовательности запросов, приводят к следующему результату [4]:
, где D(S,A) – стоимость алгоритма нахождения соответствия с минимальной стоимостью между S и A. На каждом этапе противная сторона в первую очередь перемещает один из своих серверов в r. На данном под-этапе потенциал возрастает не более чем в k раз по сравнению со стоимостью противной стороны. Затем DC-TREE выполняет запрос. Можно показать, что сумма <math>\Phi\ </math> и стоимости DC-TREE не возрастает. Два этих факта, с учетом накопления по всей последовательности запросов, приводят к следующему результату [4]:
 
Теорема ([4]) Алгоритм DC-TREE является k-конкурентным на деревьях.


'''Теорема: Алгоритм DC-TREE является k-конкурентным на деревьях.'''


== Применение ==
== Применение ==


k-серверная задача представляет собой абстракцию различных задач планирования, включая планирование командных действий при чрезвычайных ситуациях, кэширование в многоуровневых системах памяти и управление движением головки в жестких дисках с двумя головками. Тем не менее, в силу ее абстрактной природы k-серверная задача представляет главным образом теоретический интерес.
k-серверная задача представляет собой абстракцию различных задач планирования, включая планирование командных действий при чрезвычайных ситуациях, кэширование в многоуровневых системах памяти и управление движением головки в жестких дисках с двумя головками. Тем не менее, в силу ее абстрактной природы k-серверная задача представляет главным образом теоретический интерес.
Алгоритм DC-TREE можно применять для других пространств при помощи «вложения» их в деревья. К примеру, униформное метрическое пространство (в котором все расстояния равны 1) может быть представлено звездой с лучами длины ½ и, следовательно, к нему может быть применен алгоритм DC-TREE. Это также сразу приводит к созданию k-конкурентного алгоритма для задачи кэширования, цель которой заключается в управлении двухуровневой системой памяти, состоящей из большой основной памяти и кэша, способного хранить до k элементов памяти. Если элемент находится в кэше, то стоимость доступа к нему составляет 0, в противном случае стоимость извлечения его из основной памяти равна 1. Задачу кэширования можно рассматривать как k-серверную задачу в униформном метрическом пространстве, в которой позиции серверов представляют элементы, хранящиеся в кэше. Эта идея может быть еще больше расширена на задачу взвешенного кэширования [3], представляющую собой обобщение задачи кэширования, в котором различные элементы могут иметь разную стоимость. Фактически, если удастся вложить метрическое пространство M в дерево, искажение которого будет ограничено δ, тогда алгоритм DC-TREE становится δk-конкурентным алгоритмом для M.
Алгоритм DC-TREE можно применять для других пространств при помощи «вложения» их в деревья. К примеру, униформное метрическое пространство (в котором все расстояния равны 1) может быть представлено звездой с лучами длины 1/2 и, следовательно, к нему может быть применен алгоритм DC-TREE. Это также сразу приводит к созданию k-конкурентного алгоритма для ''задачи кэширования'', цель которой заключается в управлении двухуровневой системой памяти, состоящей из большой основной памяти и кэша, способного хранить до k элементов памяти. Если элемент находится в кэше, то стоимость доступа к нему составляет 0, в противном случае стоимость извлечения его из основной памяти равна 1. Задачу кэширования можно рассматривать как k-серверную задачу в униформном метрическом пространстве, в которой позиции серверов представляют элементы, хранящиеся в кэше. Эта идея может быть еще больше расширена на задачу ''взвешенного кэширования'' [3], представляющую собой обобщение задачи кэширования, в котором различные элементы могут иметь разную стоимость. Фактически, если удастся вложить метрическое пространство M в дерево, искажение которого будет ограничено δ, тогда алгоритм DC-TREE становится δk-конкурентным алгоритмом для M.




Irina
4501

правка

Источник — http://pco.iis.nsk.su/wega/index.php/Служебная:Сравнение_версий/10117

Навигация