WWW.DISSERS.RU

БЕСПЛАТНАЯ ЭЛЕКТРОННАЯ БИБЛИОТЕКА

   Добро пожаловать!

Pages:     | 1 |   ...   | 14 | 15 || 17 | 18 |   ...   | 23 |

Доказательство утверждения 12 основано на проверке неравенства сужения (см. формулу (35) на странице 105) и неравенств сильного сужения (см. определение 11 на странице 116).

Таким образом, для функции (III) можно сделать следующий вывод. При 1 оптимальна последовательная иерархия, имеюПри n=125 и n=625 дерево с минимальными затратами было найдено эвристическим алгоритмом.

Оптимальные иерархии управления в экономических системах щая минимальные затраты (см. утверждение 9). В работе Воронина и Мишина (2003) показано, что минимальные затраты имеет последовательная иерархия, в которой исполнители, начиная со второго (см. рисунок 32), расположены в порядке невозрастания сложности. Таким образом, для решения задачи об оптимальной иерархии осталось лишь найти, какой исполнитель будет стоять на первом месте. Рисунок 38 иллюстрирует этот результат.

То есть для функции затрат (III) утверждение 9 позволило аналитически решить задачу об оптимальной иерархии при 1.

Рисунок 38. Вид оптимальной иерархии для функции (III) При < 1 дерево с минимальными затратами может быть найдено с помощью алгоритмов. Однако найденное дерево может не быть оптимальной иерархией, поскольку функция (III) не является монотонной по группам. На данный момент неизвестны методы поиска оптимальной иерархии для (III) при < 1.

Утверждение 13. Функция (IV) при 1– сужающая.

Доказательство утверждения 13 основано на проверке неравенства сужения (см. формулу (35) и на странице 105).

С.П. Мишин, Заметим, что сужающая функция может не быть сильно сужающей. Чтобы показать это, рассмотрим пример. Пусть n=4, исполнители имеют одинаковую сложность µ(w1 ) = = µ(w4 ) = 1, и рассматривается функция затрат (IV) с параметрами = 1 и 1. Если бы сужающая функция (IV) была сильно сужающей, то последовательная иерархия с минимальными затратами была бы оптимальной (см. утверждение 9). В данном примере все последовательные иерархии имеют одинаковые затраты 2 + 3 + 4 (см.

рисунок 39a)).

a) b) m mmw1 w2 w3 ww1 w2 w3 wРисунок 39. Неоптимальность последовательной иерархии для функции затрат (IV) На рисунке 39b) изображено 2-дерево. Его затраты составляют 2 + 2 + 4. То есть затраты 2-дерева меньше, чем затраты последовательной иерархии, поэтому она неоптимальна. Следовательно, сужающая функция не является сильно сужающей.

Утверждение 13 позволяет сделать следующий вывод. Для функции (IV) при 1 оптимальна 2-иерархия, имеющая минимальные затраты (см. утверждение 7). Рисунок 40 иллюстрирует этот результат.

Для функции (IV) при < 1 на данный момент неизвестны методы поиска оптимальной иерархии. При 1 утверждение позволило свести задачу к поиску 2-иерархии с минимальными затратами. В настоящий момент открыт вопрос о том, оптимально ли 2-дерево с минимальными затратами или могут быть оптимальными недревовидные иерархии. Дерево с минимальными затратаОптимальные иерархии управления в экономических системах ми может быть найдено общими алгоритмами, решающими эту задачу для произвольной секционной функции. Однако для функции (IV) в некоторых случаях может быть использован алгоритм, имеющий значительно более низкую вычислительную сложность.

Рисунок 40. Вид оптимальной иерархии для функции (IV) В работе Воронина и Мишина (2003) показано, что для функции (IV) при = 1 и = 1 задача о поиске дерева с минимальными затратами эквивалентна задаче о построении оптимального бинарного кода. Это известная задача дискретной математики. Имеется алфавит из n символов и вероятности их появления в тексте. Необходимо сопоставить каждому символу некоторое число бит (кодовое слово) так, чтобы соответствующую любому тесту битовую последовательность можно было бы однозначно расшифровать (перевести в текст). При этом математическое ожидание длины кодового слова (длины текста) должно быть минимальным. Сопоставим исполнителям буквы алфавита, а сложностям исполнителей сопоставим вероятности появления букв в тексте. В любой 2-иерархии в каждую вершину-менеджера вхоС.П. Мишин, дит два ребра. Если на одном из них написать ноль, на другом – единицу, то каждый путь из высшей вершины в вершинуисполнителя (соответствующую символу) будет определять кодовое слово. Оказывается, что для функции (IV) при = 1 и = 1 затраты 2-иерархии в точности равны математическому ожиданию длины кодового слова. Таким образом, 2-дерево с минимальными затратами соответствует оптимальному бинарному коду.

Поэтому для функции (IV) при = 1 и = 1 найти 2-дерево с минимальными затратами позволяет алгоритм Хаффмана (см.

Huffman (1952)). Два исполнителя минимальной сложности подчиняются одному менеджеру, который далее рассматривается как исполнитель. После этого шаг алгоритма повторяется. В итоге получим 2-дерево с минимальными затратами. Так как функция (IV) сужающая (см. утверждение 13), найденное дерево будет иметь минимальные затраты и среди всех деревьев. Порядок сложности алгоритма равен nlog n.

При = 1 и = 1 дерево с минимальными затратами, найденное алгоритмом Хаффмана, изображено на рисунке 39b). В этом примере все исполнители имеют одинаковую сложность и их число равно степени двойки. Поэтому минимальные затраты имеет «симметричное» 2-дерево, в котором непосредственные подчиненные менеджера управляют группами одинаковой сложности. В других случаях дерево может не быть симметричным. Однако алгоритм Хаффмана во всех случаях «делит» группу, подчиненную менеджеру, на две части, сложность которых «приблизительно» одинакова.

Например, на рисунке 39b) менеджер m управляет группой N={w1,w2,w3,w4} со сложностью 4. Эта сложность равномерно «делится» пополам между менеджерами m1 и m2, которые непосредственно подчинены менеджеру m.

В целом раздел 3.5 показывает, что теоретические методы разделов 3.2, 3.3 и 3.4 дают возможность найти оптимальную иерархию для многих функций затрат. Однако в ряде случаев указанных методов недостаточно. В следующем разделе описан метод непрерывной аппроксимации, позволяющий найти дерево с Оптимальные иерархии управления в экономических системах минимальными затратами для так называемых однородных функций. Это метод применен для анализа функции затрат (V).

3.6. Метод непрерывной аппроксимации для поиска дерева с минимальными затратами В разделе 3.3 было доказано, что расширяющие и сужающие функции затрат приводят к оптимальности крайних случаев – двухуровневой иерархии и 2-иерархии. Как правило, в реальных организациях имеет место «промежуточная» иерархия, в которой норма управляемости 2 < r < +. Соответственно, функция затрат, описывающая организацию, не будет ни расширяющей, ни сужающей. Таким образом, весьма важна разработка методов решения задачи об оптимальной иерархии для этого случая. В данном разделе описан один из возможных методов, позволяющий в ряде случаев найти дерево с минимальными затратами. Для монотонных по группам функций это дерево оптимально (см. утверждение 6).

Для прочих функций метод дает наилучшую древовидную иерархию. Ниже проиллюстрировано применение метода для функции затрат (V) (см. раздел 3.5).

Задача об оптимальной иерархии дискретна, что накладывает существенные ограничения и во многих случаях затрудняет поиск решения. Выходом может являться рассмотрение соответствующей непрерывной задачи, в которой число исполнителей не конечно, а континуально. Губко (2002) впервые исследовал задачу поиска непрерывного дерева с минимальными затратами. Решив непрерывную задачу, можно доказать, что соответствующее дерево минимизирует затраты и для дискретной задачи.

Предположим, что требуется найти дерево с минимальными затратами, и функция затрат с(s1,…,sk) зависит не от состава групп s1,…,sk, а лишь от их сложностей. То есть функция затрат имеет вид c(µ(s1),...,µ(sk )) (см. примеры (I)-(V) раздела 3.5) 62.

В любом дереве группы s1,…,sk не пересекаются. То есть и можно считать, что функции (I)-(V) зависят µ(s1 sk ) = µ(s1) +... + µ(sk ) только от.

µ(s1),...,µ(sk ) С.П. Мишин, Будем рассматривать однородные функции затрат. То есть c( yµ(s1),..., yµ(sk )) = ( y)c(µ(s1),...,µ(sk )) для любого y>0, где () – некоторая непрерывная возрастающая функция. Можно показать (Губко (2002)), что ( y) = y, где – коэффициент однородности.

При однородной функции масштаб сложности не играет роли. То есть при умножении сложностей всех исполнителей на один и тот же коэффициент y затраты всех иерархий возрастут в y раз. Поэтому масштаб сложности не меняет оптимальную иерархию.

Используем метод непрерывной аппроксимации. Для этого опишем соответствующую непрерывную задачу.

Обозначим суммарную сложность исполнителей дискретной задачи через x = µ(w1) + + µ(wn ). В непрерывной задаче считаем, что множество исполнителей имеет вид отрезка N=[0;x]. Отдельные исполнители соответствуют точкам этого отрезка. Считаем, что высший менеджер m управляет всеми исполнителями, то есть всем отрезком N. Отрезок делится между менеджерами m1,…, mk, которые непосредственно подчинены высшему менеджеру. Каждый из них управляет некоторой частью отрезка N. То есть весь отрезок разбивается на меньшие отрезки с длинами x1,…,xk>0, которыми управляют менеджеры m1,…, mk соответственно, x1+…+xk=x. Отрезок длины xi, подчиненный менеджеру mi, снова делится на меньшие отрезки, которыми управляют непосредственные подчиненные менеджера mi, 1 i k. Полученные отрезки снова делятся, и так далее. Дерево бесконечно «растет в глубину».

В нем каждому менеджеру соответствует отрезок, длина которого равна сложности подчиненной группы. Если непосредственные подчиненные менеджера управляют отрезками с длинами x1,…,xk, то затраты менеджера равны с(x1,…,xk). Затраты дерева равны суммарным затратам его менеджеров. Требуется найти бесконечное дерево с минимальными затратами.

В работе Губко (2002) показано, что для однородной функции найдется минимизирующее затраты самоподобное дерево H, то есть дерево, в котором каждый отрезок делится в одной и той же пропорции y1,…,yk>0, y1+…+yk=1. На рисунке 41 приведен пример верхней части самоподобного дерева. Вместо менеджеров изображены подчиненные им отрезки. Непосредственные подчиОптимальные иерархии управления в экономических системах ненные m1,…,mk высшего менеджера m управляют отрезками с длинами y1x,…,ykx. Следовательно, затраты менеджера m равны xc(y1,…,yk). Суммарные затраты менеджеров m1,…,mk равны xc(y1,…,yk)( y1 ++ yk ). Для менеджеров следующего уровня последняя скобка возведется в квадрат, следующего уровня – в куб, и т.д. С учетом y1+…+yk=1 при > 1 получаем бесконечно убывающую геометрическую прогрессию с коэффициентом y1 ++ yk < 1 (см. неравенство (37) на странице 122). В итоге затраты самоподобного дерева H равны:

c(H ) = x c( y1,, yk ) /(1- yi ). (39) i=1,k Одно из таких деревьев минимизирует затраты. Поэтому достаточно найти минимум выражения (39) по всем k 2 и пропорциям y1,…,yk. Соответствующее дерево и будет искомым бесконечным деревом с минимальными затратами.

sH(m)=N=[0;1] s H(m1)=[0;y1] sH(m2)=(y1;y1+y2] sH(mk)=(y1+…+ yk-1;1] ……… … … … ………………………………………………………… Рисунок 41. Фрагмент самоподобного дерева с пропорцией y1,…,yk при x=Найдем дерево с минимальными затратами для функции (V).

В дереве непосредственные подчиненные одного менеджера управляют непересекающимися группами. Для непересекающихся групп s1,…,sk выполнено µ(s1 sk ) = µ(s1) + + µ(sk ). Поэтому функция (V) имеет вид:

c(µ(s1),, µ(sk )) = (µ(s1) ++ µ(sk )) / min(µ(s1),, µ(sk ) ). (40) Согласно формуле (40) функция (V) однородна. Коэффициент однородности равен -. Таким образом, минимизируя затраты (39), найдем бесконечное дерево с минимальными затратами.

С.П. Мишин, Утверждение 14. Пусть r* равно одному из двух целочисленных значений, ближайших к r0=((–1)/)1/(––1) снизу или сверху. В непрерывной задаче с функцией затрат (V) при –>1 минимизирует затраты симметричное r*-дерево, в котором каждый менеджер имеет ровно r* непосредственных подчиненных, управляющих группами равной сложности.

В доказательстве утверждения 14 показано, что для (V) выражение (39) достигает минимума при y1=…=yk=1/k. То есть симметричное дерево минимизирует затраты. После этого выражение (39) минимизируется по k. Точка минимума r0=((–1)/)1/(––1) может быть не целой величиной. Поэтому r* – одно из двух целых значений, ближайших к r0 сверху или снизу (какое именно значение, легко проверяется подстановкой в формулы (39) и (40)).

Таким образом, при –>1 для функции (V) решена непрерывная задача. Рассмотрим дискретную задачу, в которой число исполнителей n равно некоторой степени r* (n= r*j ), а сложности всех исполнителей одинаковы µ(w1) = = µ(wn ) = 1/ n. В этом случае верхние j уровней бесконечного симметричного r*-дерева представляют собой как раз дискретное дерево, надстроенное над исполнителями (которые соответствуют уровню j+1). Причем затраты этой части бесконечного дерева в точности равны затратам дискретного дерева. Следовательно, при n= r*j и исполнителях с одинаковой сложностью симметричное r*-дерево будет минимизировать затраты и в дискретном случае63. Итак, в указанном случае методом непрерывной аппроксимации удалось решить дискретную задачу. Результаты решения удобно изобразить графически.

На рисунке 42 изображена прямая =–1, пространство под которой разбито на области с постоянным r*. В этих областях оптимальная норма управляемости не меняется. Справа вверху минимизирует затраты симметричное 2-дерево64. Левее и ниже Иначе затраты бесконечного дерева можно было бы уменьшить, перестроив верхние j уровней в соответствии с лучшим дискретным деревом.

Это дерево минимизирует затраты и при дальнейшем увеличении, вдоль любой прямой =b(–1), 0

Оптимальные иерархии управления в экономических системах минимизируют затраты симметричные 3-деревья, 4-деревья, и так далее. По мере приближения к точке (1;0) r* неограниченно возрастает (для r*<10 области обозначены цифрами). На рисунке 42 при росте кривые экспоненциально убывают. На рисунке 42 схематично изображены симметричные 2-дерево и 3-дерево, в которых группа, подчиненная менеджеру, «делится» на подгруппы равной сложности между его подчиненными. Деревья для больших r* можно изобразить аналогично.

Рисунок 42. Деревья с минимальными затратами для функции (V) Параметр можно интерпретировать как степень отрицательного влияния низкой квалификации. При приближении к нулю подчинение менеджеру сотрудника с малой квалификацией (управляющего группой с малой сложностью) не приводит к увеличению его затрат (см. формулу (40)). Поэтому при достаточно малом оптимальная норма управляемости r* стремится к +, то есть затраты минимизирует двухуровневая иерархия, в которой один менеджер непосредственно управляет любым количеством исполнителей (при =0 функция (V) становится расширяющей).

Pages:     | 1 |   ...   | 14 | 15 || 17 | 18 |   ...   | 23 |



© 2011 www.dissers.ru - «Бесплатная электронная библиотека»

Материалы этого сайта размещены для ознакомления, все права принадлежат их авторам.
Если Вы не согласны с тем, что Ваш материал размещён на этом сайте, пожалуйста, напишите нам, мы в течении 1-2 рабочих дней удалим его.