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title: Greedy Algorithm / Interval Partitioning(Coloring) /Scheduling to Minimize Lateness
tags: 演算法(交大OCW)
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# Interval Partitioning
上一次提到的 Interval Scheduling，是因為我們只有一個 Resource 可以處裡工作
那如果今天我要問的是
### 我最少要多少個 Resource ，才可以把工作做完？
就是 Interval Partitioning 問題

像下面這張工作表，最少就是需要三個 Resource 才能把工作做完

不過跟 Scheduling 一樣，他只能告訴你最少需要幾個 Resource ，種類不是他的目的
>當然，他一定會吐出一種情況


在講方法前，要先理解一個概念，深度 Depth

# Depth / d

在一個時間段 (Interval) 內，會有重疊的工作，記下這些重疊的工作數量
而整個工作表中，最大的重疊工作數量，就是 Depth
像上面的例子，深度就是 3 ，下面深度都用代號 d 替代

**而 d 代表了我至少所需的 Resource**

## 至少所需的 Resource / Lower Bound

如上面所說，就是一個工作表的深度 d

### 證明

假如在第 i 區間有達到 d，代表我至少需要 Resource
此時遇到第 k 個區間：
假如第 k 個區間發現不只需要 d 個 Resource，例如 d + 1 ，代表該區間同時有 d + 1 個工作重疊，與 d 的定義矛盾

## 如何找到 Depth

老師說自己想想看，時間複雜度是 O(nlogn)

將原本的工作堆，依照開始時間和結束時間，排序成兩個陣列
>應該將這兩個陣列綁成 List，之後才可以做時間點的判定
>有空來寫寫，挖坑

此時制定兩個變數，d~max~ 用來記錄最大值，d 用來記錄目前的值
遍歷陣列，如果遇到「開始時間」，就讓 d++；遇到「結束時間」，就讓 d--
每次 d 進行改變後，就跟 d~max~ 判斷，比較大的話就存進 d~max~
而且要注意一點，對於同個時間點，「結束時間」要排在「開始時間」前面
否則 d~max~ 會因為上面的原則而過大



# Pseudo Code

目的是要幫每個 Interval 上標籤，標籤數量從{1,2...d}
>看到後面才明白，原來Interval 指的不是一個時間區段，而是一個工作的時間區段
>所以一個 Interval 其實就是一份工作
>下面都會括號表示是工作

給重疊的 Interval 上不同的標籤

function：Innterval_Partitioning(R)
1. I = {I1...In} // sort Intervals(Works) in ascending order of their start times
2. for j from 1 to n do
3.    exclude the labels of all assigned intervals(works) that are not "compatible" with Ij
4.    if (there is a nonexcluded label from {1,2...d})
5.       assign a nonexcluded label to Ij
6.    else leave Ij unlabeled

簡單來說就是依序把每個工作丟進一個 label ，而 label 會存放他所儲存的工作中
最後加入的工作，的結束時間
然後每次要丟入前，把要丟入的工作，的開始時間，跟 label 所儲存的「最後結束時間」比較
如果「要丟入的工作的開始時間」大於「最後結束時間」，代表兩份工作間一定沒有重疊，就加進去
反之就換下一個 label 再次檢查能不能丟進去

>所以程式碼所說的 "compatible" 就是比較兩份工作會不會衝突的部分

看圖會比較明白

此時三個 Label 的最後結束時間，一開始都先定為 0
因此，工作 1 就會依照 Label 的順序，以及判斷的準則，丟入 Label 1


由於 Label 1 的最後結束時間已經更新為工作 1 的結束時間，也就是 2
所以，工作 2 會因為開始時間小於 Label 1 的最後結束時間，不能塞進 Label 1
因此會塞進 Label 2


工作三也依照一樣的方式，最後塞進 Label 3


剩餘的工作一樣


最後就得到下面的結果


# 最佳解證明：Line 6 不會發生

對於一個工作 I ，假設在他開始的時間點重疊了 t 個工作
所以包含他在內，在s(I)那個時間點，總共重疊了 t + 1 個工作
而我們知道我一開始找的 d 是整個工作表的最大重疊數量，於是可以知道

$$
t+1\le d,\ t\le d-1
$$

而上面右邊的不等式告訴我們，最後一定會剩下一個 label 可以給工作 I 使用

所以每個工作一定都可以被分配到一個 Label ，代表 Line 6 一定不會發生
這也代表我們的程式碼，的確是會使用到 Lower Bound 的

:::info
而這項證明就告訴我們，我們的程式碼是最佳解
:::

# 正確性證明：不會有重疊的工作有同個 Label

假設有兩個工作 A B，就說 s(A)<s(B)
所謂的不重疊，就是f(A)≦s(B)，其他情況都算重疊
根據程式碼，因為 Label 會記錄最後的工作的結束時間，用他來決定要不要塞入下一份工作
假設 A 是他所在的 Label 的最後一個工作。如果f(A)>s(B)，也就是AB重疊
那他絕對不會被塞入 A 所在的 Label ，畢竟這就是我們程式碼確保的事情

:::success

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:::

# Scheduling to Minimize Lateness

這個例子是要展示一次「交換無異」的證明方式


這次換成是我有一堆工作，每個工作都有各自的期限 Deadline
### 哪一種排序方法，「最大的延遲的時間」最小
所謂延遲的時間，就是該工作的結束時間，減掉期限
如果全部的結束時間比期限早的話，當然就是 0

跟第一個排程問題一樣，先來個腦力激盪，想出 Greedy Rules

- 最短的工作時長
- 就像是最簡單的先做
- 最小的工作後剩餘時間(slack)
- 是將工作結束後的時間，減掉期限。越小的話代表你做完很快就要交了
- 最早的期限
- 就是看輕重緩急

# 最短的工作時長

先做工作 1，會導致工作 2 遲交 1 天，
但是先做工作 2 的話，工作 1 並不會遲交，反例成立

# 最小的工作後剩餘時間(slack)

先做工作 2 ，工作 1 會遲交 9 天，
但是先做工作 1 ，工作 2 只遲交 1 天，反例成立


# 最早的期限

沒錯，他就是最佳解；似乎也蠻符合常理的

# Pseudo Code

Min_Lateness(R,s)
// f is the finishing time of the last scheduled request
1. {d1...dn} = sort requests in ascending order of their deadlines
2. f = s // s 應該是 0
3. for i from 1 to n do 
4.    assign request i to the time interval, from s(i)=f to f(i)=f+ti
5.    f = f + ti
6. return the set of scheduled intervals [s(i),f(i)) for all i = 1...n

# 證明 交換無異 Exchange arguments

回顧一次何謂「交換無異」

假設有一個很厲害的人，他不用 Greedy 找到一個最佳解 O
我假設我的解 A ，不是最佳解；然後把他的解，跟我的解不一樣的地方，替換成我的部分

不一樣的形式有兩個：
1. O 有一個元素，在 A 沒有；A 也有一個元素，在 O 沒有
2. O 裡面有兩個連續元素的順序，在 A 當中是顛倒的，也就是 Inversion

之後就開始替換：如果是第 1 種，就是把這兩者交換 (swap)
如果是第二種，一樣，交換這兩個的順序

也就是根據我的 Greedy Rule 修正成像 Greedy 的樣子

最後只要證明我每一個交換的步驟，都不會損害 O 的品質，讓他變成不是最佳解
那就代表我的解 A 跟 O 是一樣好的，跟我一開始假設 A 不是最佳解矛盾

因此，我們要先蒐集一些證明所需的推論

## Lemma 1

:::info
一定存在一個最佳解，該解並沒有空閒時間 Idle Time
:::

### 證明

假設我有一個最佳解，他有空閒時間。那我把空閒時間壓縮後，依舊是一個最佳解


# Inversion

兩個工作A, B，明明 A 的期限比 B 早，但是 A 卻比 B 晚做
這在我們的 greedy rule 中是顛倒的存在

$$
s(B)<s(A),\ d_{A}<d_{B}
$$

## Lemma 2

:::info
All schedules without inversions and without idle time have the same maximum lateness
:::

### 證明

- 如果兩個排程，既沒有 Inversion 也沒有 Idle Time，那麼唯一順序可能產生不一樣的地方，只有那些期限是一樣的工作
- 不過既然這兩個工作的期限是一樣的，那他們一定會排在其他期限比他們早的工作後，以及期限比他們晚的工作前
- 所以你把兩份工作合在一起看，超出期限的「最大部分」一定是一樣長的

## Lemma 3

:::info
There's an optimal schedule with no inversion and no idle time
:::

### 證明

跟上面的很像，就是假設有一個最佳解存在 Inversion

如果他有 Idle Time ，我們可以用上面的 Lemma 1 得到一個壓縮過的排程，或者說
:::info
An optimal schedule with inversion and no idle time
:::

而對於「任何」發生 Inversion 的兩個工作，我把他前後位置調換
這樣並不會使結果產生影響，畢竟你把一個本應該早點做的工作，從晚做變成早做
最大延遲時間只會是小於或是等於的

:::info
「任何」的重要性是代表你所做的每一步
:::


## 串起來

我用 Greedy 找到的解法叫做 A ，假設他不是一個最佳解

假設有一個人找到了最佳解 O

- 假設 O 有 Idle Time
- 那我可以用 Lemma 1 壓縮成「沒有 Idle Time」
- 假設 O 沒有 Idle Time，沒有 Inversion
- 那其實 A 跟 O 是一樣的，代表 A 是最佳解，矛盾
- 假設 O 沒有 Idle Time，但存在 Inversion
- 那我可以用 Lemma 3 ，找到另一個沒有 Inversion 的解
- 這個沒有 Inversion 的解其實就是根據我的 Greedy rule 找到的解 A
- 也就是說我的 A 跟 O 至少是一樣好的(可能會更好)，矛盾

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# 總結

Greedy Algo 就是你找的一個「最好」的準則，然後就**頭也不回**的做下去
常用的證明方法就是「保持領先」跟「交換無異」

但是通常，通常，很難遇到一個問題，可以單純用 Greedy 就解完的
而且如果真的被你遇到，不要猶豫，就用吧

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# Interval-Graph？

一開始有說這類問題叫 Interval-Graph 不過到目前為止，根本沒看過任何 Graph ？
其實只要把每個工作當作一個節點，有重疊的就建一個 Edge
這樣的 Graph 就叫做 ==Interval-Graph==，或叫做 ==Intersection-Graph==

而先前的 Interval partitioning 問題，換到 Graph 上
**其實就是相連兩點顏色要不一樣的問題**

# 輕重緩急 ?

如果給一個圖表


又重又急的事情一定要排第一
又輕又緩的事情一定要排最後
那剩餘兩個怎麼排？
通常，或著說現實中，往往會選擇輕急的事情做

:::warning
但是老師說，一個很有名已過世的學者建議，要挑重緩的事情做
因為一旦拖延重緩，到後面他會變成重急，而人遇到重急的事情，壓力會變大
這種事情越多，壓力越大，對人的影響也越大
:::

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## References

[參考 1 ](http://www.cs.cornell.edu/courses/cs482/2007sp/exchange.pdf)