Программные продукты и системы

Поиск кратчайшего пути в графе (shortest-paths, SP) - хорошо известная задача комбинаторной оптимизации, имеющая множество реальных приложений. Задача SP состоит в нахождении кратчайшего пути между вершинами s и d (стартовой и целевой соответственно) в заданном графе G = (V, E) [1, 2]. При проектировании и эксплуатации современных телекоммуникационных и транспортных сетей часто приходится иметь дело с расширением задачи SP, когда требуется учитывать временной фактор и возможность возникновения в отдельные промежутки времени таких предсказуемых ситуаций, как снижение объема трафика и наличие пробок в сети. В таких ситуациях сеть представляется ориентированным графом G = (V, E), в котором каждой дуге (x, y) Î E соответствуют две функции: wxy(t) – время, необходимое для передвижения по дуге (x, y), Fxy(t) - время прибытия в вершину y при условии, что старт из вершины x осуществлен в момент времени t. Такую сеть принято называть нестационарной, а наименьшее время передвижения из стартовой вершины в целевую - оптимальным маршрутом или кратчайшим путем между этими вершинами, полагая, что время передвижения по этому пути всегда зависит от мо- мента выхода из стартовой вершины. В литературе задача поиска кратчайшего пути в нестационарной сети носит название Time-Dependent Shortest-Path problem, или коротко TDSP [3, 4]. Известно, что TDSP для нестационарной сети общего вида без каких-либо ограничений на топологию сети и функции прибытия является NP-трудной задачей [3]. Когда функции прибытия монотонны, задача TDSP полиномиально разрешима [4, 5]. В данной работе рассматривается именно этот полиномиально разрешимый случай.

К настоящему времени уже предложено много алгоритмов решения задачи TDSP. Самый известный из них - алгоритм Дейкстры, который при условии неотрицательности значений весов дуг находит точное решение задач SP и TDSP в графе G = (V, E) за время O(|V|2) [2, 5]. Современные телекоммуникационные и транспортные сети могут быть огромными - содержать миллионы узлов, и требуется найти оптимальный маршрут из стартовой вершины в целевую за доли секунды. Экспериментально установлено, что в подобных условиях алгоритм Дейкстры работает неприемлемо долго. Чтобы справиться с этой проблемой, были предложены различные методы ускорения алгоритма Дейкстры, позволяющие вычислять оптимальный маршрут за несколько микросекунд даже в огромных сетях [6-10].

Большинство этих методов основано на двухфазном подходе нахождения оптимального маршрута в сети. Первая фаза - предобработка графа, моделирующего исходную сеть. На второй фазе с помощью алгоритма Дейкстры (или какой-либо его версии) осуществляется поиск оптимального маршрута в графе, полученном после предобработки. Предобработка сводится к просмотру исходного графа и анализу его структуры с целью извлечения информации, позволяющей ускорить вторую фазу алгоритма. Двухфазные алгоритмы принято разделять на следующие классы:

-     иерархические алгоритмы, основанные на многоуровневом представлении исходного графа с выполнением алгоритма Дейкстры для каждого выделенного уровня [8];

-     алгоритмы маркировки, в которых исходный граф разбивается на несколько примерно равных частей и маршрутизация осуществляется по меткам дуг, находящимся на стыке этих частей [9];

-     алгоритмы маршрутизации по ориентирам, в которых некоторое множество вершин исходного графа рассматривается в роли ориентиров и используется для целенаправленного поиска оптимального маршрута [7, 10].

Большинство двухфазных алгоритмов первоначально разрабатывались для задачи SP, поэтому лишь немногие из них пригодны для решения задачи TDSP и учета динамических сценариев, возникающих в реальных сетях и изменяющих их структуру.

По мнению многих авторов, алгоритм ALT (A* with Landmarks & Triangle), являющийся современным представителем класса алгоритмов маршрутизации по ориентирам, хорошо подходит для TDSP и оптимальной маршрутизации в динамических графах [10, 11]. В пользу этого алгоритма приводятся следующие аргументы. Алгоритм ALT на этапе предобработки расставляет определенное число ориентиров в вершинах графа, не изменяя состава вершин и дуг графа, весов дуг и функций прибытия. Это позволяет при изменении графа не повторять полностью фазу предобработки, а лишь вносить локальные изменения в данные, используемые для ускорения второй фазы алгоритма. На второй фазе ALT для поиска оптимального маршрута применяется алгоритм A* - версия алгоритма Дейкстры, работающая с потенциальными функциями, вычисленными на основе ориентиров [12]. Использование в A* потенциальных функций позволяет на практике находить оптимальный маршрут значительно быстрее алгоритма Дейкстры. Например, для европейской дорожной сети, состоящей из более 1,5 миллиона вершин, алгоритм ALT в сред- нем работает в 20 раз быстрее алгоритма Дейкс- тры [10, 13]. Алгоритм ALT был предложен в 2005 году Гольдбергом и Харрельсоном [7]. Сочетание алгоритма ALT с другими методами ускорения, а также совершенствование процедуры расстановки ориентиров - современные направления развития данного алгоритма [6, 10, 11]. Однако алгоритм ALT можно применить не ко всем графам, поскольку для корректной работы алгоритма A* необходимо, чтобы потенциальные функции, вычисленные на основе заданных весов дуг исходного графа, обладали свойствами допустимости и преемственности [12]. В данном случае под корректностью алгоритма понимается его способность находить точное решение поставленной оптимизационной задачи [2].

В статье предлагается модификация двухфазного алгоритма ALT для нестационарных сетей, которая находит точное решение задачи TDSP. Модификация заключается в следующем: вычисление потенциальных функций по формулам, гарантирующим свойства, необходимые для корректной работы алгоритма ALT применительно к задаче TDSP; многократное решение задачи TDSP для последовательности запросов на поиск кратчайшего пути; использование адаптивной стратегии расстановки ориентиров. Приводятся описание модифицированного алгоритма ALT, оценка времени его работы, программные средства реализации, а также результаты сравнительного анализа данного ал- горитма с известными – алгоритмом Дейкстры и классическим алгоритмом ALT.

Постановка задачи TDSP

Понятия и обозначения теории графов общеприняты и взяты из [1]. Введем дополнительные обозначения, необходимые для формулировки задачи TDSP.

Пусть задан ориентированный граф G = (V, E) без кратных дуг и петель (далее просто граф), в котором для всякой дуги (x, y) Î E определена вещественная весовая функция

                                              (1)

В формуле (1) величину lxy интерпретируем как длину дуги (x, y), vxy(t) - как скорость движения по дуге (x, y), а wxy(t) - время передвижения из вершины x в вершину y при условии, что старт из x осуществлен в момент времени t. Считаем, что vxy(t) > 0, lxy ≥ 0, а расстояния между вершинами графа G = (V, E) являются постоянными величинами и подчиняются неравенству треугольника. Кроме того, полагаем, что величина t ≥ 0 измеряется в условных единицах времени и принимает значения из некоторого конечного множества T. Таким образом, wxy(t) и vxy(t) - дискретные функции с конечным множеством значений. В данном слу- чае под расстоянием между вершинами графа понимается кратчайший путь между этими вершинами в обычном для теории графов толковании [1].

Сопоставим дуге (x, y) Î E функцию прибытия Fxy(t) = t + wxy(t), где t - время отправления из вершины x; Fxy(t) - время прибытия в вершину y при движении по дуге (x, y). Поскольку t ≥ 0, wxy(t) ≥ 0, всегда Fxy(t) ≥ t ≥ 0.                                                 (2)

Неравенство (2) отражает непосредственный ход времени: «отправляясь из вершины x в момент времени t, невозможно прибыть в вершину y раньше времени t». Если для любых моментов времени 0 ≤ t1 ≤ t2 верно Fxy(t1) ≤ Fxy(t2), то говорят, что функция прибытия дуги (x, y) монотонная. Граф G = (V, E), отвечающий всем указанным выше предположениям, включая монотонность функций прибытия всех его дуг, принято называть нестационарной сетью, удовлетворяющей условию First-In First-Out, или коротко FIFO [3, 4].

Последовательность вершин P = {x0, x1, ¼, xk} графа G = (V, E), в которой s = x0, d = xk, (xi, xi+1) Î E, i = 0, 1, ¼, k - 1, задает некоторый путь из вершины s в вершину d. Если при этом начало движения осуществлено в момент времени ts, то данный путь будем обозначать (s, d, ts) или (P, ts). Существование в графе (s, d, ts)-пути указывает, что вершина d достижима из вершины s. В этом случае будем записывать.

По определению, вес пути

                               (3)

где ,

а вес кратчайшего пути

            (4)

Заметим, что значения величин w(P, ts) и dist(s, d , ts) всегда могут быть вычислены по формулам (3) и (4), если вершина d достижима из вершины s. Величину w(P, ts) будем трактовать как время прибытия в вершину d при прохождении (s, d, ts)-пути, а величину dist(s, d, ts) - как самое раннее время прибытия в d при условии, что отправление из вершины s осуществлено в момент времени ts. Тройку величин (s, d, ts), где s и d - стартовая и целевая вершины соответственно, а ts - стартовое время, будем называть запросом на поиск в нестационарной сети G = (V, E) кратчайшего (s, d, ts)-пути, или кратко (s, d, ts)-запросом.

С использованием введенных понятий и обозначений задача TDSP формулируется следующим образом.

Time-Dependent Shortest-Path problem

Заданы нестационарная сеть G = (V, E) с условием FIFO и (s, d, ts)-запрос.

Требуется найти значение dist(s, d, ts) и после- довательность вершин, образующих кратчайший (s, d, ts)-путь.

Очевидно, что в указанной постановке задача TDSP всегда имеет решение, если вершина d достижима из вершины s. Точное решение данной задачи может быть найдено за время O(|V|2) с помощью алгоритма Дейкстры. Корректность алгоритма Дейк­стры гарантируется условием FIFO для сети G = = (V, E) и неотрицательностью значений весов (1) всех ее дуг [5]. При применении других алгоритмов для нахождения точного решения задачи TDSP могут возникать дополнительные требования к G = = (V, E). Например, для алгоритма ALT необходимо, чтобы потенциальные функции удовлетворяли свойствам допустимости и преемственности, обеспечивающим корректность алгоритма A* [12].

Вычисление потенциальных функций для задачи TDSP

В работе [14] было доказано, что неравенство треугольника, основанное на оптимистичных весах дуг, гарантирует справедливость свойств допустимости и преемственности потенциальных функций для нестационарной сети. В модифицированном алгоритме ALT оптимистичные веса дуг используются также в формулах расчета потенциальных функций. Приведем эти формулы и дадим краткие пояснения к ним.

Максимальная скорость, с которой можно двигаться по всякой дуге исходного графа, равна величине  постоянной для G = (V, E) на рассматриваемом промежутке времени T. Оптимистичный вес дуги (x, y) Î E определяется через vmax следующим образом:

                                                          (5)

Если dist'(x, y) - кратчайшее расстояние между вершинами x и y, вычисленное по формуле (4) с использованием (5), то неравенство треугольника для тройки вершин x, y, z Î V имеет вид

dist¢(x, y) + dist¢(y, z) ≥ dist¢(x, z).                   (6)

Пусть L Í V - множество вершин графа G = (V, E), в которых установлены ориентиры. Для каждой вершины x Î V и всякого ориентира l Î L могут быть найдены следующие числовые значения:

pl+(x) = dist¢(l, d) - dist¢(l, x),                           (7)

pl-(x) = dist¢(x, l) - dist¢(d, l),                           (8)

pl(x) = max{0, pl+(x), pl-(x)}.                            (9)

На их основе определяется функция

,                                             (10)

называемая потенциальной функцией вершины x Î V относительно множества ориентиров L. Формулы (7)-(10) задают процесс вычисления потенциальных функций через оптимистичные веса дуг для нестационарной сети.

В данной работе рассматриваются нестационарные сети, для которых неравенство (6) справедливо для любой тройки вершин x, y, z Î V. Это достаточное условие корректности применения алгоритма ALT к задаче TDSP [14]. При его справедливости всегда

                                    (11)

В работе [14] было показано, что условие (6) всегда справедливо, если верно предположение о выполнимости неравенства треугольника для расстояний между вершинами графа G = (V, E). Заметим, что такое предположение является естественным для графов, моделирующих широкий класс телекоммуникационных и транспортных сетей. Следовательно, для таких графов не требуется специальная проверка условия (6). Этот факт чрезвычайно важен для сетей большой размерности, поскольку подобная проверка может быть трудоемкой и сопоставимой со временем работы алгоритма Дейкстры.

Адаптивное размещение ориентиров в нестационарной сети

В алгоритме Дейкстры направление поиска кратчайшего пути определяется на основе верхних оценок этого пути, вычисляемых для некоторых вершин графа. Алгоритм A* дополнительно использует нижние оценки, задаваемые потенциальными функциями. Очевидно, что, чем лучше потенциальные функции оценивают снизу кратчайший путь, тем алгоритм A* работает более целенаправленно, а значит, быстрее алгоритма Дейкстры. Это справедливо и для случая, когда потенциальные функции определяются через множество ориентиров. Легко убедиться, что различное положение какого-либо отдельного ориентира относительно стартовой и целевой вершин может приводить к различным значениям потенциальных функций. Таким образом, расстановка ориентиров в вершинах графа - фактор, существенно влияющий на быстродействие алгоритма A* [7, 11].

Задача оптимального выбора ориентиров в графе G = (V, E) заключается в определении числа ориентиров и мест их расстановки в вершинах этого графа. Данная задача носит комбинаторный характер и является труднорешаемой. Доказано, что даже в частном случае, когда число ориентиров фиксированное, эта задача NP-трудная [7]. Чтобы исключить на фазе предобработки исходного графа решение NP-трудной задачи, расстановку ориентиров обычно выполняют с помощью эвристических алгоритмов. В настоящее время уже экспериментально установлено разумное число ориентиров, которое обеспечивает эффективность алгоритма A* на больших графах. Это интервал от 9 до 16 ориентиров [7, 15]. На сегодняшний день именно в такой постановке эта задача решается на первой фазе алгоритма ALT при обработке последовательности запросов на поиск кратчайших путей в графе G = (V, E). Для этого применяются следующие эв- ристики [6, 11]: H1 - случайная расстановка ориен- тиров в вершинах графа перед выполнением первого запроса; H2 - выбор первого ориентира случайным образом, а каждого следующего ориентира как можно дальше от ранее выбранных; H3 - случайная расстановка ориентиров перед выполнением первого запроса на выпуклой оболочке графа. Все эти эвристики разрабатывались для транспортных сетей. Им присущи следующие особенности: выполнимость за полиномиальное время; применимость только для сетей с евклидовой метрикой, когда вершины определены в некоторой системе координат; однократность расстановки ориентиров. Эти особенности, как правило, ограничивают область применения эвристик H1-H3. Так, при- менение евклидовой метрики в компьютерных и беспроводных сетях в большинстве случаев невозможно. Если задачу TDSP требуется решать многократно, то есть для последовательности (s, d, ts)-запросов, то целесообразно учитывать историю обработки запросов и использовать адаптивные стратегии. Адаптивные стратегии позволяют периодически изменять места расстановки ориентиров с целью повышения их эффективности для текущего запроса и последующих запросов.

В модифицированном алгоритме ALT применяется полиномиальная по времени адаптивная стратегия расстановки ориентиров, реализованная в виде эвристики AdaHeuris. В рамках этой эвристики считается, что вершины нестационарной сети занумерованы и не привязаны к какой-либо системе координат. Эвристика AdaHeuris с определенной периодичностью изменяет положение ориентиров в сети, учитывая историю обработки запросов. Ее применение существенно расширяет спектр рассматриваемых нестационарных сетей и позволяет решать задачу TDSP для последовательности запросов, поступающих в режиме онлайн.

Суть эвристики AdaHeuris состоит в следующем. Пусть задача TDSP решается для нестационарной сети G = (V, E) большой размерности применительно к последовательности s, состоящей из конечного числа (s, d, ts)-запросов. Перед обработкой первого (s, d, ts)-запроса осуществляется случайная расстановка заданного числа K = |L| ориентиров в вершинах графа G = (V, E), при этом 9 ≤ K ≤ 16. Затем выбранное множество ориентиров L периодически обновляется через каждые D > 0 запросов. Полагается, что |V| >> K и |s| >> D. При обработке последовательности запросов выполняется сбор информации о результативности текущих ориентиров. Всякий раз, когда ориентир пред- лагает наилучшую нижнюю оценку пути в соотношении (11) среди всего набора ориентиров, он получает очко. Процесс обновления ориентиров начинается после завершения D-го запроса. Пусть lold - низкорезультативный ориентир, то есть ориентир с наименьшим количеством очков, набранных за период D. Данный ориентир перемещается в вершину new, удовлетворяющую двум условиям: вершина new в алгоритме A* получила временную метку при обработке предыдущих (s, d, ts)-запросов, и это ее состояние осталось неизменным на момент обновления ориентиров; вершина new наиболее удалена от множества ориентиров L / {lold} и выбрана с учетом правила тупого угла. Далее информация об эффективности ориентиров формируется заново.

Применение в эвристике AdaHeuris правила тупого угла обеспечивает наилучшую нижнюю оценку (11), поскольку, согласно неравенству треугольника (6), верны соотношения

dist(x, d, ts) ≥ dist¢(x, d) ≥ dist¢(l, d) - dist¢(l, x) = = pl(x).

Различное положение ориентира l по отношению к вершинам x и d приводит к различным значениям разности dist(x, d, ts) - pl(x) ≥ 0. Эта разность тем меньше, чем больше угол при вершине x. Это хорошо иллюстрируют рисунки 1 и 2.

На вход эвристики AdaHeuris поступает нестационарная сеть G = (V, E), отвечающая условию FIFO и для которой неравенство (6) справедливо для любой тройки вершин x, y, z Î V. Считаются также заданными число ориентиров K, последова- тельность запросов s и период D обновления множества ориентиров.

Эвристика состоит из трех процедур, которые вызываются в соответствующих местах модифицированного алгоритма ALT:

-     ИНИЦИАЛИЗАЦИЯ формирует вспомогательные массивы Landmark, Stat, Passed, Space и выполняет первоначальную расстановку ориентиров случайным образом;

-     ИСТОРИЯ ОБРАБОТКИ ЗАПРОСОВ собирает сведения о результатах выполнения текущего (s, d, ts)-запроса и заносит их в массивы Passed и Space;

-     ОБНОВЛЕНИЕ ОРИЕНТИРОВ выбирает низкорезультативный ориентир и перемещает его в вершину, выбор которой осуществляется в массиве Space с учетом правила тупого угла.

Описание этих процедур на псевдокоде представлено в виде алгоритмов 1-3.

Формируемые в эвристике AdaHeuris вспомогательные массивы имеют следующее назначение. Массив Landmark служит для формирования и хранения множества ориентиров L, причем i-я строка этого массива содержит номер вершины, где установлен i-й ориентир, и длины всех кратчайших путей от этого ориентира до всех других вершин графа G = (V, E), i = 1, ¼, K. В массив Stat записывается информация о результативности каждого ориентира из L. Массивы Passed и Space предназначены для хранения номеров вершин, получивших в алгоритме A* постоянные и временные метки соответственно при обработке предшествующих (s, d, ts)-запросов. В данных массивах накапливается история обработки запросов - информация о множестве вершин, пройденных алгоритмом A* в процессе обработки выполненной части последовательности s. Это множество вершин является пространством поиска решения для алгоритма A*, причем вершины из массива Space рассматриваются в качестве границы этого пространства, куда перемещаются низкорезультативные ориентиры. В худшем случае мощность пространства поиска решений для графа G = (V, E) составляет |V|. Основная цель эвристики AdaHeuris - уменьшение мощности этого пространства.

Кроме представленных выше алгоритмов 1-3, эвристика AdaHeuris содержит также алгоритм 4 – процедуру ВЫЧИСЛЕНИЕ ПОТЕНЦИАЛЬНОЙ ФУНКЦИИ, которая вызывается из алгоритма A*.

Описание, анализ и программная реализация модифицированного алгоритма ALT

Порядок выполнения различных составляющих модифицированного алгоритма ALT описан в алгоритме 5.

Оценим время работы алгоритма 5 на основе анализа его неэлементарных шагов 1, 4, 5, 8.

Шаг 1. Время выполнения процедуры ИНИЦИАЛИЗАЦИЯ, предназначенной для первоначальной расстановки ориентиров и формирования массивов Landmark, Stat, Passed, Space, составляет O(|V|2 × K), поскольку наиболее трудоемким действием этой процедуры является создание массива Landmark, требующего O(|V|2×K) времени.

Шаг 4. Время работы алгоритма A* традиционно составляет O(|V|2) [7]. Эту оценку не изменяют особенности реализации алгоритма A* в модифицированном ALT. Суть этих особенностей: вычисление потенциальных функций по формулам (7)-(10); сбор информации о результативности ориентиров, применяемой для обновления ориентиров.

Шаг 5. Время, необходимое для выполнения процедуры ИСТОРИЯ ОБРАБОТКИ ЗАПРОСОВ, сопоставимо с мощностью пространства поиска решения и в худшем случае составляет |V|.

Шаг 8. В процедуре ОБНОВЛЕНИЕ ОРИЕН­ТИРОВ осуществляют выбор низкорезультативного ориентира lold и его перемещение в новую вершину new из массива Space, а также вычисление кратчайших путей от вершины new до всех других вершин графа. Для выполнения этих действий требуется O(|V|2) времени.

Очевидно, что однократная реализация шагов 4-10 модифицированного алгоритма ALT требует O(|V|2) времени. Поскольку число повторений цикла 3-11 совпадает с числом запросов, входящих в последовательность s, время выполнения данного цикла в целом составляет O(|s|×|V|2). Таким образом, модифицированный алгоритм ALT находит точное решение задачи TDSP для последовательности s в нестационарной сети G = (V, E) с условием FIFO за время O(|s|×|V|2).

Замечание 1. Если в модифицированном алгоритме ALT число ориентиров K = |V|, то время работы процедуры ИНИЦИАЛИЗАЦИЯ составит O(|V|3). В этом случае ориентиры размещены во всех вершинах графа и время выполнения процедуры ИНИЦИАЛИЗАЦИЯ превосходит время однократной реализации всех других шагов модифицированного алгоритма ALT. Следовательно, для эффективной работы данного алгоритма целесообразно исходить из небольшого по сравнению с |V| фиксированного значения K.

Замечание 2. Полученная выше оценка O(|s|×|V|2) времени работы модифицированного алгоритма ALT вычислялась применительно к худшему случаю для D: при D = 1, когда обновление ориентиров происходит после выполнения каждого (s, d, ts)-запроса. Очевидно, что подобная стратегия обновления ориентиров весьма затратная по времени. Поэтому для эффективной работы модифицированного алгоритма ALT подбор значения D целесообразно осуществлять экспериментальным путем, исходя из типичного для рассматриваемой сети содержания запросов и их возможных последовательностей.

Замечание 3. Известно, что алгоритм Дейкстры находит точное решение задачи TDSP для заданного (s, d, ts)-запроса за время O(|V|2) [2, 5]. Для последовательности s, состоящей из конечного числа (s, d, ts)-запросов, алгоритму Дейкстры потребуется O(|s|×|V|2) времени. Это сопоставимо с приведенной выше оценкой времени работы модифицированного алгоритма ALT. Заметим, что в обоих случаях эти оценки получены для худшего случая. Однако на практике время выполнения данных алгоритмов во многом зависит от содержания запросов (положения стартовых и целевых вершин относительно друг друга) и порядка их следования в s. Время выполнения модифицированного алгоритма ALT также зависит от значений K и D. Поэтому экспериментально сравнивать эти алгоритмы между собой целесообразно на различных сетях и последовательностях s, реально существующих или сгенерированных случайным образом. При сравнении могут быть использованы следующие параметры: |Vs| - мощность пространства поиска решения для последовательности s в целом; |Vavg| - среднее значение мощности пространства поиска, вычисленное для одного запроса из s. Эти параметры отражают, насколько тот или иной алгоритм в процессе своей работы охватывает вершины исходной сети.

На основе описанных выше алгоритмов 1–5 в среде Visual Studio Professional 2013 C++ была разработана программа TDSPALT, реализующая предложенный модифицированный алгоритм ALT. Программа TDSPALT использует динамические массивы, поэтому размерность исходного графа ограничена только объемом оперативной памя- ти ЭВМ.

Программа TDSPALT состоит из следующих модулей: main - запуск основных процедур и модулей; loadGraph - загрузка исходных данных; search - обработка текущего (s, d, ts)-запроса; fill­Landmark - установка отдельного ориентира; re­placeLandmark - обновление ориентиров; calculate­PathsToX - вычисление кратчайших путей от заданного ориентира до каждой вершины исходного графа; calculatePathsfromX - вычисление кратчайших путей от каждой вершины исходного графа до заданного ориентира.

На вход программы TDSPALT подаются два файла. Первый файл содержит в себе описание исходного графа в виде списка смежности вершин и весовых функций дуг. Весовые функции дуг задаются перечислением их значений для дискретных моментов времени. Второй файл включает в себя последовательность (s, d, ts)-запросов. Дополнительно вводятся значения параметров K и D. Выхо- дом программы являются решения задачи TDSP для каждого отдельного (s, d, ts)-запроса.

Вычислительные эксперименты

Для оценки результативности модифицированного алгоритма ALT были проведены вычислительные эксперименты на случайно сгенерированных графах и дорожных сетях, представленных в БД DIMACS [13]. Последовательности запросов s выбирались случайным образом, при этом |s| = 500. Вычислительные эксперименты выполнялись на компьютере с процессором IntelÒCoreÔ i7-720QM Processor (6M Cache, 1.60 GHz) и ОЗУ размером 4 Гб.

Модифицированный алгоритм ALT сравнивался с алгоритмом Дейкстры и классическим алгоритмом ALT. Напомним, что классический алгоритм ALT предусматривает лишь однократную расстановку ориентиров случайным образом. При сравнении использовался классический алгоритм ALT с эвристикой H1. Алгоритмы сравнивались по следующим показателям: C1 - коэффициент сокращения пространства поиска, равный отношению величин |Vavg| для сопоставляемых алгоритмов; C2 - коэффициент ускорения, определяемый как отношение времени работы сравниваемых между собой алгоритмов. Считалось, что соответствующие характеристики (|Vavg| и время работы) модифицированного алгоритма ALT находятся в знаменателе этих отношений. Опираясь на результаты предыдущих исследований [15] и замечания 1-3, были выбраны следующие параметры эвристики Ada­Heuris: число ориентиров K = 12, период обновления ориентиров D = 30. Результаты сравнения модифицированного алгоритма ALT с алгоритмом Дейкстры и классическим алгоритмом ALT приведены в таблицах 1 и 2 соответственно. Из 6 графов, представленных в этих таблицах, графы LineGraph и GridGraph сгенерированы случайным образом, а все остальные графы взяты из DIMACS. В таблицах 1 и 2 для каждого графа G = (V, E) указаны число вершин |V| и число дуг |E|, графы перечислены в порядке возрастания |V|.

Таблица 1

Результаты сравнения модифицированного алгоритма ALT и алгоритма Дейкстры

Table 1

Results of comparison of modified ALT algorithm and Dijksta’s algorithm

Таблица 2

Результаты сравнения модифицированного и классического алгоритмов ALT

Table 2

Results of comparison of modified and classic ALT algorithms

Из таблиц видно, что модифицированный алгоритм ALT дает лишь незначительное сокращение пространства поиска. Однако при выбранных параметрах K и D наблюдается уменьшение времени работы данного алгоритма по сравнению с алгоритмом Дейкстры и классическим алгоритмом ALT. Причем уменьшение времени работы тем значительнее, чем больше |V|. По результатам экспериментов можно сделать вывод, что предложенная модификация алгоритма ALT по быстродействию не уступает алгоритму Дейкстры и своему классическому аналогу, а при соответствующей настрой­ке параметров K и D эвристики AdaHeuris превосходит их. Такая настройка всегда может быть выполнена с учетом особенностей рассматриваемого графа и возможных последовательностей s.

Заключение

В работе представлена модификация известного алгоритма ALT для задачи оптимальной маршрутизации в нестационарной сети. В предложенном алгоритме применены специальные формулы для вычисления потенциальных функций, которые гарантируют нахождение точного решения задачи TDSP, и адаптивная стратегия расстановки ориентиров. Результаты выполненных вычисли- тельных экспериментов подтвердили эффектив- ность предложенного алгоритма. Перспективны дальнейшие исследования по решению задачи оптимальной маршрутизации для нестационарной сети с учетом вероятностей отказов ее вершин и ребер.

Литература

1.     Емеличев В.А., Мельников О.И., Сарванов В.И., Тышкевич Р.И. Лекции по теории графов. М.: Либроком, 2012. 392 с.

2.     Кормен Т., Лейзерсон Ч., Ривест Р., Штайн К. Алгоритмы. Построение и анализ. М.: Вильямс, 2013. 1328 с.

3.     Sherali H.D., Ozbay K., Subramanian S. The time-dependent shortest pair of disjoint paths problem: Complexity, models, and algorithms. J. Networks, 1998, vol. 31, no. 4, pp. 259-272.

4.     Kaufman D.E., Smith R.L. Fastest paths in time-dependent networks for intelligent vehicle-highway systems application. J. Intelligent Transportation Systems, 1993, vol. 1, no. 1, pp. 1-11.

5.     Гимади Э.Х., Глебов Н.И. Математические модели и методы принятия решений. Н.: Изд-во НГУ, 2008. 162 с.

6.     Wagner D. & Willhalm T. Speed-up techniques for shortest-path computations. Proc. STACS, 2007, pp. 23-36.

7.     Goldberg A., Kaplan H. & Werneck R. Reach for A*: Efficient point-to-point shortest path algorithms. Technical Report MSR-TR-2005-132, Microsoft Research, 2005, 41 p.

8.     Nejad M.M., Mashayekhy L., Chinnam R.B., Phillips A. Hierarchical time-dependent shortest path algorithms for vehicle routing under ITS. J. IIE Transactions, 2016, vol. 48, no. 2, pp. 158-169.

9.     Delling D. Time-dependent SHARC-routing. J. Algorithmica, 2011, vol. 60, no. 1, pp. 60-94.

10.   Delling D., Wagner D. Landmark-based routing in dynamic graphs. Proc. Intern. WEA, Springer, 2007, 4525 of LNCS, pp. 52-65.

11.   Goldberg A., Kaplan H. & Werneck R. Better landmarks within reach. Proc. Interna. WEA, vol. 4525 LNCS, Springer, 2007, pp. 38–51.

12.   Рассел С., Норвинг П. Искусственный интеллект: современный подход. М.: Вильямс, 2006. 1408 с.

13.   DIMACS Implementation Challenge. Shortest Paths, 2006. URL: http://www.dis.uniroma1.it/challenge9/ (дата обращения: 28.09.2017).

14.   Быкова В.В., Солдатенко А.А. Оптимальная маршрутизация по ориентирам в нестационарных сетях // Прикладная дискретная математика. 2017. № 37. С. 114-123.

15.   Быкова В.В., Солдатенко А.А. Адаптивное размещение ориентиров в задаче о кратчайшем пути для графов большой размерности // Программные продукты и системы. 2016. № 1. С. 60-67.