如果你也在 怎样代写运筹学Operations Research这个学科遇到相关的难题，请随时右上角联系我们的24/7代写客服。假设检验Hypothesis是假设检验是统计学中的一种行为，分析者据此检验有关人口参数的假设。分析师采用的方法取决于所用数据的性质和分析的原因。假设检验是通过使用样本数据来评估假设的合理性。
运筹学（Operation）是近代应用数学的一个分支。它把具体的问题进行数学抽象，然后用像是统计学、数学模型和算法等方法加以解决，以此来寻找复杂问题中的最佳或近似最佳的解答。
二战中运筹学的应用
在二战时期，作战研究被定义为 “一种科学方法，为执行部门提供有关其控制的行动的决策的量化依据”。它的其他名称包括作战分析（英国国防部从1962年开始）和定量管理。
在第二次世界大战期间，英国有近1000名男女从事作战研究。大约有200名作战研究科学家为英国军队工作。
帕特里克-布莱克特在战争期间为几个不同的组织工作。战争初期，在为皇家飞机研究所（RAE）工作时，他建立了一个被称为 “马戏团 “的团队，帮助减少了击落一架敌机所需的防空炮弹数量，从不列颠战役开始时的平均超过20,000发减少到1941年的4,000发。
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运筹学代写
数学代写|运筹学作业代写OPERATIONS RESEARCH代考|a dynamic f-augmenting
As we have mentioned have, f-augmenting path plays an important role in solving the maximum flow problem. A related question we have to explore is, in a dynamic residual network, how to determine whether a dynamic f-augmenting path is feasible if there is a waiting constraint at a vertex. Note that by saying a dynamic f-augmenting path is feasible, we mean that we can send an augmenting flow on this path such that the resulting actual flow (combining the previous flow with the current augmenting flow) is feasible under all constraints, including the constraints on the waiting time at vertices. Let us first consider an example to examine the waiting time constraint.a vertex. Note that by saying a dynamic f-augmenting path is feasible, we mean that we can send an augmenting flow on this path such that the resulting actual flow (combining the previous flow with the current augmenting flow) is feasible under all constraints, including the constraints on the waiting time at vertices. Let us first consider an example to examine the waiting time constraint.
数学代写|运筹学作业代写OPERATIONS RESEARCH代考|Example
Figure 3.8. How to determine the departure time at a vertex such that the resulted f-augmenting path is feasible under the bounded waiting time constraint Suppose that we have a dynamic path $P$ from $s$ to $x$ with $\alpha(x)=t$, and we want to append an arc $(x, y)$ to $P$ (see Figure $3.8$, where we split the vertex $x$ into $x_{t}, x_{t+1}, \ldots, x_{t+u}$ to represent the states of $x$ at different times). Let $u_{x}$ be the upper bound of the waiting time at $x$. A problem is to find the latest possible departure time at $x$, denoted by $t+u$, such that the new path $P^{\prime}$ from $s$ to $y$, obtained by adding arc $(x, y)$ to $P$, is still feasible in terms of satisfying the upper bound $u_{x}$. Clearly, if $u \leq u_{x}$, then $P^{\prime}$ is feasible since the waiting time at $x$ is not greater than the upper bound $u_{x}$. But an observation shows that $u$ could be greater than $u_{x}$. Let us look at the following scenario.
Suppose that there is another subflow, denoted by $f^{\prime}$, in $N$ already, which also passes through vertex $x$, with the arrival time $t+i$ and the departure time time $t+j\left(i<j<u_{x}\right)$ (see Figure 3.8). In this case, the latest departure time at $x$ on path $P$ can be $t+i+u_{x}$. In other words, for path $P$, any $u$ satisfying $i+u \leq u_{x}$ can be chosen as a departure time at $x$ on $P$, and the new path $P$ is still feasible. In fact, we can reconstruct two paths, $P$ and $\bar{P}$, as follows: appending arc $(x, z)$ to $P$ with the departure time $t+j$ to obtain path $P_{1}$, and appending arc $(x, y)$ to path $\bar{P}$ with the departure time $t+i+u_{x}$. Obviously, both of the two paths satisfy the bounded waiting time constraint; see Figure 3.9.
运筹学代考
数学代写|运筹学作业代写OPERATIONS RESEARCH代考|A DYNAMIC F-AUGMENTING
正如我们所提到的，f-augmenting path 在解决最大流问题中起着重要作用。我们必须探讨的一个相关问题是，在动态残差网络中，如果顶点存在等待约束，如何确定动态 f 增强路径是否可行。请注意，通过说动态 f 增广路径是可行的，我们的意思是我们可以在这条路径上发送增广流，从而得到实际的流C这米b一世n一世nG吨H和pr和v一世这你sF一世这在在一世吨H吨H和C你rr和n吨一种你G米和n吨一世nGF一世这在在所有约束条件下都是可行的，包括对顶点等待时间的约束。让我们首先考虑一个例子来检查等待时间约束。一个顶点。请注意，通过说动态 f 增广路径是可行的，我们的意思是我们可以在这条路径上发送增广流，从而得到实际的流C这米b一世n一世nG吨H和pr和v一世这你sF一世这在在一世吨H吨H和C你rr和n吨一种你G米和n吨一世nGF一世这在在所有约束条件下都是可行的，包括对顶点等待时间的约束。让我们首先考虑一个例子来检查等待时间约束。
数学代写|运筹学作业代写OPERATIONS RESEARCH代考|EXAMPLE
图 3.8。在有界等待时间约束下，如何确定一个顶点的出发时间，使得得到的 f-augmenting 路径是可行的 假设我们有一条动态路径磷从s到X和一种(X)=吨, 我们想附加一个弧(X,是)到磷 s和和F一世G你r和$3.8$,在H和r和在和sp一世一世吨吨H和v和r吨和X$X$一世n吨这$X吨,X吨+1,…,X吨+你$吨这r和pr和s和n吨吨H和s吨一种吨和s这F$X$一种吨d一世FF和r和n吨吨一世米和s. 让你X是等待时间的上限X. 一个问题是找到最晚可能的出发时间X，表示为吨+你, 这样新的路径磷′从s到是，通过添加弧获得(X,是)到磷, 就满足上界而言还是可行的你X. 显然，如果你≤你X， 然后磷′是可行的，因为等待时间在X不大于上限你X. 但一项观察表明，你可能大于你X. 让我们看看下面的场景。
假设有另一个子流，表示为F′， 在ñ已经，它也通过顶点X, 与到达时间吨+一世和出发时间时间吨+j(一世<j<你X) s和和F一世G你r和3.8. 在这种情况下，最晚出发时间为X在路上磷可吨+一世+你X. 换句话说，对于路径磷， 任何你令人满意的一世+你≤你X可以选择作为出发时间X在磷, 和新路径磷还是可行的。事实上，我们可以重构两条路径，磷和磷¯, 如下：附加弧(X,和)到磷与出发时间吨+j获取路径磷1, 并附加弧(X,是)到路径磷¯与出发时间吨+一世+你X. 显然，两条路径都满足有界等待时间约束；见图 3.9。
