А   Б  В  Г  Д  Е  Є  Ж  З  І  Ї  Й  К  Л  М  Н  О  П  Р  С  Т  У  Ф  Х  Ц  Ч  Ш  Щ  Ю  Я 


Час - обчислення

Час обчислення одного циклу (одного значення р /) становить близько 2 хв.

Час обчислень пропорційно Я2 на ітерацію, в той час як для методу виключення час обчислень пропорційно П3; якщо для вирішення системипотрібно менше п ітерацій, то загальні витрати машинного часу будуть менше.

Час обчислень для розглянутих прикладів на ЄС-1035 склало приблизно 40 с.

Час обчислення, витрачений алгоритмом Варнока, приблизно пропорційно складностікінцевої картини, а не складності самої сцени.

Час обчислень в розглянутому алгоритмі залежить ст величини розподіляється ємності МСХ, обраного кроку і числа нафтобаз, в середньому по економічному району воно становить 15 - 20 хв.

Час обчислення має бутивибрано таким чином, щоб значення 7Pбуло б мінімальним, а це буде при мінімальному значенні виразу в дужках.

Час обчислення, що вимагається на одну ітерацію, залежить від кількості обчислень функції і необхідних похідних, від труднощі цих обчислень івід складності арифметичних операцій. Останні можуть зажадати дуже багато часу, наприклад, у разі звернень матриць в подпроцедурах лінійного і квадратичного програмування. Отже, алгоритм може діяти дуже добре (у порівнянні зконкуруючими алгоритмами) навіть тоді, коли його обчислювальне час в основному визначається обсягом обчислень функції і похідних (оскільки вони займають багато часу), а може виявитися досить поганим незважаючи на те, що функція і похідні обчислюютьсяпросто.

Час обчислення залежить від складності операції.

Час обчислення однієї точки траєкторії становить 7 секунд замість 20 - н25 хвилин, необхідних при підрахунку за допомогою арифмометра. Це становить значну економію в часі, якщо врахувати, що приобробці однієї лише траєкторії іноді доводиться робити підрахунок тисяч точок.

Час обчислення функцій на послідовній структурі Тпос визначається сумою 7 і 2Т2 час розрахунків на послідовно-паралельної Гпос-пар TI Тг і час розрахунків напаралельній структурі Т1]ар Тг. У табл. 6.4.5 у графі без скорочення числа зрушень наведені загальні вирази для оцінки часу обчислень на трьох зазначених структурах.

Час обчислення програми на Turbo - PASCAL для моделі Fischer - Technik становить приблизно 1 хв, а з урахуваннямреакції самого графопостроителя час виконання дорівнює 5 хв. У промислового графопостроителя з вбудованим керуючим програмним забезпеченням обчислювальний час керуючої ЕОМ становить кілька секунд, а виконавче час у більшості випадківобмежується швидкістю відтворення зображення.

Час обчислення математичних функцій при використанні раціональних наближень складається з сумарного часу обчислення двох /юліномов і виконання операції ділення. Для окремих функцій вдаєтьсяпобудувати раціональні наближення, не потребують великого часу обчислення. Однак для більшості математичних функцій при одних і тих же погрішності обчислення сумарна ступінь двох поліномів в раціональних наближеннях виявляється більше ступеня многочленапри поліноміальної апроксимації.

Тоді час обчислень на ЦВМ повинно бути не більше 3.1 СГ4 сек.

Якщо час обчислення в точності дорівнює часу В /В (це найвигідніша ситуація), то машина і зовнішній пристрій, працюючи одночасно, витрачають удвічі меншечаси, ніж при роздільному роботі.

Оцінимо час обчислень компонентів СФ за алгоритмом КПФ.

Занадто багато коливань перевищують мінімальний фільтр. Під час обчислення днів тимчасових цілей ми ніколи не знаємо, чи буде ринкова ціна на вищому або нижчомурівні в тих точках, де досягаються ці ДВЦ.

Pост часу обчислення звичайно обмежений зміною вихідних величин інтеграторів в часі. У деяких випадках бажано вибирати коефіцієнт а, 1 так щоб в обчислювальному пристрої завдання протікалавідповідно з істинним часом. Величина at повинна бути дорівнює одиниці в тих випадках, коли досліджується паралельна робота реального обладнання та обчислювальної машини. Ця вимога може не враховуватися, коли реальне обладнання в змозі працювати взміненому масштабі часу без додаткових динамічних похибок.

При цьому час обчислення приблизно дорівнює (0014 - 003) Т с, в залежності від завантаження машини; за цей час можна обчислити приблизно 20 Т1 квадратних коренів.

Сформований на часобчислення функції обчислювальний контекст після закінчення її обчислення пропадає, і на нього неможливо пізніше послатися або повернутися до нього. Часто буває корисним і необхідним, щоб функція для продовження обчислень могла запам'ятати зв'язку і стан більш ранньогоконтексту. Це досягається за допомогою таких функціональних об'єктів, в яких разом із самим описом обчислень зберігається контекст моменту визначення функціонального об'єкта, захищений від пізнішого контексту виклику.

Грубо оцінимо час обчисленькомпонентів СФ по алгоритму ШПФ.

При визначенні часу обчислення по одному каналу потрібно було б врахувати часи введення значення неузгодженості в ЛЩPі передачі керуючого впливу в цифро-аналоговий перетворювач. Введення в схемі А суміщений зі складанням, вваріанті Б його також можна поєднати з виконанням арифметичних операцій, а для варіанта В він становить приблизно TO. З наведених причин часи введення та виведення в формулах не враховані.

Швидке зростання часу обчислень, відоме як комбінаторний вибух,є обмежуючим фактором у всіх областях, пов'язаних з обробкою інформації, і, зокрема, виключає застосування формальних алгоритмічних методів, спрямованих на точне оптимальне рішення. Але сама сутність завдань регулювання і управління не вимагаєреалізації точних оптимальних рішень.

Що стосується часу обчислення молекулярних інтегралів, то тут перевагу слід віддати гауссовскому базису. Виявляється, що за допомогою шести-семи гауссовских функцій можна досить точно апроксимувати однуслейтеровскую функцію. Отже, один інтеграл межелектронного взаємодії на слейтеровскіх функціях зводиться до 103 - 104 інтегралах на гауссовских функціях. Якщо час рахунку приблизно в Ю6 менше, ніж на слейтеровскіх, то використання гауссовского базису приводитьдо зменшення часу рахунки молекулярних інтегралів приблизно в 100 разів. У той же час число молекулярних інтегралів на гауссовских функціях занадто велике для реалізації процедури ХФPна базисі елементарних гауссовских функцій.

Для зменшення часу обчисленнякореляційних функцій швидкість механізму протягування стрічки була збільшена до 3 мм /сек, а для підвищення швидкодії стежить системи була збільшена в 10 разів швидкість двигунаPД-09 і фотосопротівленіе ФСК-0 замінено більш чутливим ФСК-1. Синхронізація швидкостістрічкопротяжних механізмів здійснена за рахунок жорсткої зв'язку провідних барабанів обох стежать приладів.

Зауважимо, що час обчислень одно смме довжин всіх слідів в обчисленні. Дз, на яких жоден слід не породжується більш ніж двічі.

В той же часобчислення в системі природним чином розподіляється між різними типами даних.

У той же час обчислення без інтерполяції за таблицями пропорційних частин і без визначення характеристик логарифмів і операцій з ними значно прискорюються іспрощуються. Це спонукало нас скласти дані таблиці (пристосовані в основному для обчислень без інтерполяції) значно меншого, ніж зазвичай, обсягу, що дозволило надати книзі не-больщім формат, і рекомендувати вельми прості практичні прийомилогарифмування без визначення характеристик логу-ріфмдв і без операцій з ними.

Необхідно контролювати і час обчислень, необхідний тим чи іншим діапазоном сканування. Це стає особливо важливим при скануваннях декількох змінних. Длясканування діапазону ковзних середніх від 1 до 13 днів з кроком 2 потрібно всього сім тестів, що з точки зору часу обчислень незначно, незалежно від швидкості виконання окремих тестів. Сканування діапазону від 1 до 200 з кроком 1 вимагає вже 200 тестів, щобільш ніж в 28 разів більше, ніж при першому скануванні. І це втрачає сенс, якщо даний параметр слабо впливає на ефективність або якщо скановані значення виходять за рамки нормального діапазону.

Припустимо, що час обчислення машини М не перевершує Кп.Така машина, звичайно, не може відвідати більш ніж (К -) п порожніх квадратів стрічки. Символи, які можуть зустрічатися тепер в квадратах нових стрічок, представляють впорядковані комбінації з /С символів первинних стрічок, по одному символу на кожному рівні клітини стрічки.Верхній рівень нової стрічки використовується для запису вхідного слова, в той час як решта К. Машина М починає роботу тільки з символів, які зустрічаються у верхньому рівні її стрічки, і працює точно так само, як і М на початку своїх обчислень. Однак, якщо М намагаєтьсявийти за межі вхідної послідовності в порожню частину стрічки, М повертається назад і працює в зворотному напрямку в другому рівні своєї стрічки.

Покажіть, що час обчислення транзитивної редукції ациклічного графа має той же порядок, що і часобчислення транзитивної редукції довільного графа, якщо взяти ті ж припущення, що і в упр.

Вишукування шляхів скорочення часу обчислень - це актуальне завдання, вирішення якої сприяє створення ефективних алгоритмів перетворень. До таких алгоритмамвідноситься ШПФ.

Значення N визначається часом обчислень.

Необхідність введення компенсації на час обчислення виникає в тих випадках, коли час, необхідний для цифрової обробки, становить значну частину загального періоду дискретизації (див. § 2.2)або коли швидкість зміни сигналу настільки висока, що навіть незначний час, потрібне на обробку, призводить до значних погрішностей у вихідному сигналі.

Перша величина тут представляє час обчислення перетворень, а друга - виконання 2пмножень (п log co-f - 1) - розрядних двійкових цілих чисел. Найкраще відоме значення M (k) дорівнює k log k log log k (розд.

Ця мінімізація виконується під час обчислення зображення D (1), D (2), D (3) і D (4) в наведеному вище алгоритмі.

Усі важливі нижні оцінки часуобчислень і обсягу пам'яті засновані на діагональних міркуваннях. Діагональні міркування використовувалися Тьюрінгом і його сучасниками для доказу того, що деякі завдання алгоритмічно нерозв'язні. У 1960 р.PАбін[60]довів, що для будь-якої розумної заходискладності, такий, як час обчислення або обсяг пам'яті, достатню збільшення допустимого часу або обсягу пам'яті завжди дозволяє обчислювати більше число 0 - 1 функцій. Приблизно в той же часPІтчі у своїй дисертації[65]визначив спеціальну ієрархію функцій (яка, як він показав, нетривіальна для 0 - 1 функцій) в термінах об'єму доступної пам'яті.

В визначається нижня межа часу обчислення всякої машини, яка реалізує це перетворення. Ці два кордони порівнюються і обговорюються в разд.

Ефективністьобчислень є функцією часу обчислення і використовуваної пам'яті. Часто ці параметри взаємопов'язані, так що зменшення одного з них призводить до збільшення іншого. Хешування можна розглядати як метод, що зменшує час пошуку та раціонально використовуєпам'ять. Таким чином, в даний час, коли вартість ЗУ швидко знижується як в абсолютному, так і у відносному сенсі, спостерігається тенденція поступового розширення області застосування хешування.

Обчислювальні ресурси (пам'ять і час обчислень),необхідні для відшукання правильної інтерпретації, не повинні перевищувати певний поріг. Система розпізнавання, яка через пару днів видасть результат, нехай і правильний, і зажадає пам'яті об'ємом кілька гігабайт, навряд чи комусь буде потрібна.

Дозовнішніх функцій звертаються під час обчислення арифметичних або логічних виразів.

N зажадає значного часу (час обчислення qzad х (т) пропорційно ти) і градієнтні методи виявляться мало ефективними. Якщо ж учітнвать організацію функції х, (Т),той час обчислень може бути істотно скорочено.

Іншим обмежуючим фактором може стати час обчислень. Якщо в ситуації, коли перевищується відведений час рахунку, ми маємо повне рішення, то воно, спільно з найменшою нижній оцінкою для вершин зактивного безлічі, визначає межі точності нашого рішення.

Обчислення виклику функції створює на час обчислення нові зв'язки для формальних параметрів функції.

Швидке перетворення Фур'є дозволяє скоротити час обчислень і дає можливість практично реалізувати обробку цифрових сигналів в масштабі реального часу при вирішенні багатьох завдань. За допомогою такого перетворення можуть виконуватися різні цифрові обчислення, включаючи гармонійний аналіз і синтез, спектральний аналіз, підсумовування рядів, крос-кореляцію, інтеграли Фур'є, ряди Фур'є та інтеграли згортки, а також чисельне рішення рівнянь в приватних похідних.

Цей прийом дозволяє декілька скоротити час обчислень, а головне, - істотно зменшити кількість пам'яті, займаної в асоціативному списку.

Повторно використовуючи частини пам'яті під час обчислень. Зазвичай частина пам'яті зайнята двійковими кодами програм, ис-лользуемимі для завдання початкового стану моделі.

Отже, для наведеного прикладу час найкращого обчислення, якого можна досягти в разі однострічковій машини із записом на стрічці, пропорційно квадрату часу найкращого обчислення, якого можна досягти в разі Двуліт-точної машини. З іншого боку, з роботи Хартманіса і Стірнза[2]відомо, що якщо дана двуленточная машина завершує свої обчислення за Т2 (п) одиниць часу, то повинна існувати однострічковій машина, яка завершує свої обчислення за час C[Ti ( n) ]2 де С-константа. Іншими словами, переходячи від двуленточной машини до однострічковій, ніколи не потрібно вимагати більш ніж квадрата часу обчислення. Однак тепер ми маємо приклад, в якому квадрат необхідний. Таким чином, закон квадрата Хартманіса - Стірнза не може бути, взагалі кажучи, поліпшений.

При значному зменшенні пам'яті ЕОМ час обчислення одиниці інформації виявляється на кілька порядків менше, ніж безпосередньо по системі АВЕСТА, що дозволяє використовувати зазначені бібліотеки в складних технологічних програмах. Саме на такому принципі планується в XII п'ятирічці обслуговування абонентів системи, що працюють з використанням каналів зв'язку в режимі абонентного обслуговування.

Обчислимо тепер нижню межу для часу обчислень.

Для технічних лабораторій всяке скорочення часу обчислення ще більш необхідно, ніж для наукових, особливо, якщо це веде до скорочення числа помилок. Застосування чотиризначних логарифмів достатньо для більшості випадків; п'ятизначні досить точні у всіх випадках.