finale Version des Vorlesungsskripts - ZIB
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Literaturverzeichnis<br />
(a) Der Gewichtsdichten-Greedyalgorithmus kann im Falle <strong>des</strong> 0/1-Rucksack-Problems<br />
beliebig schlechte Lösungen liefern.<br />
(b) Führen wir sowohl den Gewichtsdichten- als auch den Zielfunktions-Greedyalgorith-<br />
mus für ein 0/1-Rucksack-Problem aus, so ist dieses kombinierte Verfahren ein 1<br />
2 -<br />
approximativer Algorithmus. △<br />
Beweis. (a) Wir betrachten das folgende Beispiel mit ρ1 ≥ ρ2:<br />
max x1 + αx2<br />
x1 + αx2 ≤ α<br />
x1, x2 ∈ {0, 1}.<br />
Es gilt copt = α und cGgreedy = 1, also ist der Algorithmus für kein ɛ, 0 < ɛ ≤ 1,<br />
ɛ-approximativ.<br />
(b) Gilt nach Ausführung <strong>des</strong> Gewichtsdichten-Greedyalgorithmus cGgreedy ≥ 1<br />
2 copt, so<br />
sind wir fertig. Andernfalls sei<br />
ck = max{cj | j = 1, . . . , n}<br />
und mit (5.40)(b) gilt dann 1<br />
2copt folgt. Für<br />
den Wert cGgreedy <strong>des</strong> Zielfunktions-Greedyalgorithmus gilt trivialerweise cGgreedy ≥<br />
ck. Daraus ergibt sich die Behauptung. ✷<br />
2 copt > cGgreedy > copt −ck, woraus ck > 1<br />
(5.41)(b) ist ein bemerkenswertes Ergebnis: Die Kombination zweier „schlechter“ Heuristiken<br />
ergibt eine „gute“ Heuristik (wenn man die theoretische Approximationsgüte als<br />
Qualitätsmaßstab wählt). Dies ist ein durchaus seltenes Ergebnis.<br />
Literaturverzeichnis<br />
R. K. Ahuja, T. L. Magnanti, and J. B. Orlin. Network Flows, Theory, Algorithms and<br />
Applications. Paramount Publishing International, Prentice Hall, New York, 1993.<br />
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1958.<br />
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269–271, 1959.<br />
W. Domschke. Kürzeste Wege in Graphen. Verlag A. Hain, Meisenheim am Glan, 1972.<br />
R. W. Floyd. Algorithm 97, shortest path. Communications of the ACM, 5(6):345, 1962.<br />
F. Glover, D. D. Klingman, and N. V. Phillips. A new polynomially bounded shortest<br />
path algorithm. Operations Research, 33(1):65–73, 1985.<br />
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