Изменения

<div styletex dpi="background-color200>F2 \mid\mid C_{max} </tex>{{Задача|definition=Рассмотрим задачу: #ABCDEF; font-size: 16px; font-weight: bold; color: #000000; text-align: center; padding: 4px; border-style: solid; border-width: 1px;"*дано <tex>n</tex> работ и <tex>Эта статья находится в разработке!2</divtex>станка,*для каждой работы известно её время выполнения на каждом станке <includeonlytex>[[Категория: В разработке]]p_{ij}</includeonlytex>,*каждую работу необходимо выполнить сначала на первом станке, а потом на втором. Требуется минимизировать время окончания выполнения всех работ. }}

<li>Будем в ходе нашего алгоритма строить Алгоритм строит два списка <tex> L </tex> и <tex> R </tex>. Изначально оба списка они пусты. И будем поддерживать Также поддерживается множество еще не распределенных по спискам <tex> L </tex> и <tex> R </tex> работ <tex>X = \{i \mid i = 1, \dots, n\}</tex> </li><li> Пока множество <tex> X </tex> непусто будем распределять не пусто, распределяем работы по спискам следующим образом:

<li> Находим находим такие индексы <tex> i </tex> и <tex> j </tex>, что <tex>p_{ij} = \min \{ p_{ij} \mid i \in X; \land j = 1, 2\}</tex> , </li><li>Если если минимум достигается на первом станке (иными словами <tex> j = 1 </tex>), то поставим работу <tex> i </tex> в конец списка <tex> L </tex>, иначе ставим в начало списка <tex> R </tex> , </li><li>Удаляем удаляем работу <tex> i </tex> из множества <tex> X </tex> . </li>

<li> Рассмотрим список <tex> T = L ~\circ texttt{++}~ R</tex> {{---}} конкатенацию <tex> L</tex> и <tex>R</tex>. Утверждается, что этот список является оптимальной перестановкой работ как на первом, так и на втором станке. Далее расставляем подряд работы на первом станке согласно перестановке, после чего ставим в том же порядке работы на втором станестанке, при этом избегая одновременного выполнения одной и той же работы. </li>

Предположим обратное, : что не существует оптимального расписания с одиннаковыми одинаковыми перестановками работ на станках. Рассмотрим некоторое оптимальное расписание с максимальным по длине общим префиксом на станках.  Пусть его длина равна <tex> k </tex>, где <tex> k < n </tex>. Пусть на <tex> k </tex> позиции на первом и втором станках стоит работа <tex> i </tex>, а на втором станке на позиции <tex> k + 1 </tex> стоит работа <tex> j </tex>. Тогда заметим, что если мы поставим работу <tex> j </tex> на первом станке сразу после работы <tex> i </tex>, то последовательные работы с <tex> h </tex> по <tex> m </tex> (см. Рисрис. 1) по-прежнему будут успевать выполниться, так как на втором станке они выполняются в текущем расписании после <tex> j </tex>. Таким образом нам удалось увеличить длину наибольшего общего префикса, а так как по нашему предположению она была максимальна, то наше предположение неверно, то и искомое расписание с одиннаковым одинаковым порядком выполнения работ на обоих станках существует.

Таким образом задача сводится к поиску этой искомой перестановки. Докажем, что полученный нашим приведенным выше алгоритмом список является отпимальной оптимальной перестановкой работ.

|statement= Если для каких-то работ <tex> i </tex> и <tex> j </tex> из списка <tex> T </tex> верно неравенство <tex> \min(p_{i1}, p_{j2}) < \min(p_{j1}, p_{i2}) </tex>, то работа <tex> i </tex> встречается в списке <tex> T </tex> раньше, чем <tex> j </tex>.

То есть имеем, что <tex> p_{i1} < \min(p_{j1}, p_{i2}) </tex>. Так как <tex> p_{i1} < \min(p_{j1}, p_{i2}) \leq leqslant p_{i2} </tex>, то работа <tex> i \in L </tex>. Работа <tex> j </tex> либо стоит в <tex> R </tex>, либо она стоит в <tex> L </tex> и при этом <tex> p_{i1} < p_{j1} </tex>. Заметим, что в обоих случаях она расположена позже (в силу нашего построения), чем работа <tex> i </tex>, то лемма доказана.

|statement= Пусть имеем произвольное расписание, в котором работа <tex> j </tex> идет сразу же после работы <tex> i </tex>. Тогда если <tex> \min(p_{j1}, p_{i2}) \leq leqslant \min(p_{i1}, p_{j2}) </tex>, то можем поменять местами эти работы без ухудшения целевой функции.

[[Файл:f2cmax_fixed.png|400px200px|thumb|right|Рис. 2 {{- --}} Расположение последовательных работ]]

<li> * Выполнение работы <tex> i </tex> на втором станке заканчивается позже, чем работы <tex> j </tex> на первом. В этом случае *: Тогда <tex> w_{ij} = p_{i1} + p_{i2} + p_{j2} </tex>.</li><li> * Выполнение работы <tex> i </tex> на втором станке заканчивается раньше, чем работы <tex> j </tex> на первом. *: В этом случае <tex> w_{ij} = p_{i1} + p_{j1} + p_{j2} </tex>. </li>

<ul><li> * Выполнение работы <tex> i </tex> на втором станке заканчивается раньше, чем работы <tex> j </tex> на первом. В этом случае *: Здесь снова имеем <tex> w_{ij} = p_{i1} + p_{j1} + p_{j2} </tex>.</li><li> * Выполнение работы <tex> i </tex> на втором станке заканчивается позже, чем работы <tex> j </tex> на первом. *: Пусть <tex> delta \Delta </tex> {{---}} время прошедшее с начала выполнения работы <tex> i</tex> на первом станке и до начала ее выполнения на втором станке. Тогда имеемПолучили, что <tex> w_{ij} = delta \Delta + p_{i2} + p_{j2} </tex>. </li></ul>

Таким образом, <tex> w_{ij} = \max (p_{i1} + p_{j1} + p_{j2}, p_{i1} + p_{i2} + p_{j2}, delta \Delta + p_{i2} + p_{j2}) </tex>. Иначе говоря , <tex> w_{ij} = \max (p_{i1} + \max(p_{j1}, p_{i2}) + p_{j2}, delta \Delta + p_{i2} + p_{j2}) </tex>.

Аналогично имеем, что <tex> w_{ji} = \max (p_{j1} + \max(p_{i1}, p_{j2}) + p_{i2}, delta \Delta + p_{i2} + p_{j2}) </tex>

Так как <tex> \min(a, b) = - \max(-a, -b)</tex>, то из условию условия леммы имеем <tex> \max(-p_{i1}, -p_{j2}) \leq leqslant \max(-p_{j1}, -p_{i2}) </tex>, то добавим . Добавив <tex> p_{i1} + p_{i2} + p_{j1} + p_{j2} </tex> к обеим частям. То , получим, что <tex> p_{j1} + \max(p_{i1}, p_{j2}) + p_{i2} \leq leqslant p_{i1} + \max(p_{j1}, p_{i2}) + p_{j2} </tex>, то есть <tex> w_{ji} \leq leqslant w_{ij} </tex>, то и при смене местами работ <tex> i </tex> и <tex> j </tex> ответ не ухудшается.

Рассмотрим произвольную перестановку <tex> S </tex>. Пусть перестановки <tex> T </tex> и <tex> S </tex> имеют общий префикс длины <tex> l-1 </tex>. Пусть <tex> i = T_{l} </tex> и <tex> j = S_{l} </tex>. Рассмотрим множество работ <tex>M = \{T_{r} \mid r = l, \dots, n\}</tex>. Заметим, что для любой работы <tex> k \in M </tex> верно, что <tex> \min(p_{k1}, p_{i2}) \geq geqslant \min(p_{i1}, p_{k2}) </tex>, так как если было бы верно обратное, то есть <tex> \min(p_{k1}, p_{i2}) < \min(p_{i1}, p_{k2}) </tex>, то по лемме 1 было бы верно, что <tex> k </tex> идет раньше <tex> i </tex>, что неверно.

Очевидно, что в перестановке <tex> S </tex> работа <tex> i </tex> будет стоять после <tex> j </tex> (иначе общий префикс был бы корочедлиннее), то заметим, что в этой перестановке для работы <tex> i </tex> и для предыдущей работы <tex> w </tex> верно <tex> \min(p_{w1}, p_{i2}) \geq geqslant \min(p_{i1}, p_{w2}) </tex> (так как <tex> w \in M </tex>), то по лемме 2 можем поменять местами работы <tex> i </tex> и <tex> w </tex> без ухудшения ответа. То такими операциями сможем дойти до пары работ <tex> i </tex> и <tex> j </tex>, которые при смене увеличат общий префикс перестановок <tex> S </tex> и <tex> T </tex>.

  '''function''' F2Cmax(p: '''int'''[n][2]): '''list<int>''' '''list<int>''' L = <tex>L \leftarrow \varnothing </tex> '''list<int>''' R = <tex>R \leftarrow \varnothing </tex> '''set<int>''' X = <tex>X \leftarrow \{1, \dotsldots, n\}</tex> '''while ''' X <tex> X \neq \varnothing</tex> Найти <tex> i </tex> и <tex> j </tex>, где такие что <tex>p_{ij} = \min \{ p_{ij} \mid i \in X; \land j = 1, 2\}</tex> '''if ''' j == 1 <tex> L \leftarrow L \circ .addLast(i </tex>) '''else ''' <tex> R \leftarrow .addFirst(i \circ R </tex>) <tex> X \leftarrow X \setminus \{.remove(i\} </tex>) '''list<texint>''' T \leftarrow = L \circ ++ R</tex> Расставляем работы на первом станке согласно перестановке <tex> '''return''' T </tex> Расставляем работы на втором станке согласно перестановке <tex> T </tex> и времени начала соответсвующей работы на первом станке.

Заметим, что на каждом шаге алгоритма мы выбираем минимум из оставшихся элементов за <tex>O(\log n)</tex> (либо предварительной [[Сортировка|сортировкой]], либо с помощью любой структурой структуры данных, поддеживающей поддерживающей нахождение минимума и удаление за <tex>O(\log n)</tex>, например, [[Двоичная_куча|кучи]]). И А так как мы делаем мы это <tex> n </tex> раз, следовательно алгоритм работает за <tex>O(n\log n)</tex>. ==См. также==* [[J2ni2Cmax|<tex>J2 \mid n_i \leqslant 2 \mid C_{max}</tex>]]* [[O2Cmax|<tex>O2\mid\mid C_{max}</tex>]]* [[R2Cmax|<tex>R2\mid\mid C_{max}</tex>]]

==Источникиинформации==

[[Категория: Дискретная математика Алгоритмы и алгоритмыструктуры данных]]