3622
правки
Изменения
м
→Псевдокод
{{Задача
|definition=
Дано <tex>m</tex> однородных станков, работающих параллельно, и <tex>n</tex> работ с временем выполнения <tex>p_i = 1</tex> и , временем появления <tex>r_i</tex>, заданным целым числом, и моментом времени <tex>d_i</tex>, к которому нужно выполнить работу. Необходимо построить такое расписание, чтобы значение максимального опоздания <tex>L_{max} = \max\limits_{i=1\ldots n} (C_i - d_i)</tex> было минимальным.
}}
== Описание алгоритма ==
=== Идея ===
Отсортируем все работы по времени появления в неубывающем порядке так, что <tex>r_1 \leqslant r_2 \leqslant \ldots \leqslant r_n</tex>. Теперь будем выполнять доступные на данный момент работы в порядке неубывания дедлайнов <tex>d_i</tex>. То есть, если в момент времени <tex>t</tex> есть свободные станки и есть невыполненные работы такие, что <tex>r_i \leqslant t</tex>, то назначаем работу с наименьшим дедлайном <tex>d_i</tex> на свободный станок.
=== Псевдокод ===
Алгоритм принимает на вход массив пар, где первый элемент является временем появления <tex>r_i</tex> работы, а второй её дедлайном <tex>d_i</tex>, и возвращает расписание, представленное массивом, где на позиции <tex>i</tex> стоит момент обработки работы <tex>i</tex>.
'''function''' scheduling(jobs: '''<int, int>[n]''') -> '''int[n]'''
sort(jobs) <font color=green>// сортируем работы в порядке неубывания времени появления</font>
'''int''' j = 1 <font color=green>// последняя невыполненная работа</font>
'''int[n]''' ans <font color=green>// массив, куда будет записано расписание</font>
'''Heap<int>''' M <font color=green>// [[Двоичная куча|куча]], в которой будем хранить доступные на данный момент работы в порядке неубывания дедлайнов</font>
'''while''' j <= n
'''int''' time = jobs[j].first <font color=green>// время начала выполнения текущего блока работ</font>
'''while''' jobs[j].first <= time <font color=green>// добавляем в кучу все невыполненные работы, доступные на данный момент</font>
M.push(j)
j++
'''int''' k = 0 <font color=green>// количество занятых станков в данный момент времени</font>
'''while''' M.notEmpty
i = M.pop() <font color=green>// получаем доступную работу с наименьшим дедлайном </font>
ans[i] = t <font color=green>// назначаем работу i на время t</font>
'''if''' k + 1 < m <font color=green>// если в момент t есть свободный станок, то назначаем работу i на него</font>
k++
'''else''' <font color=green>// иначе увеличиваем время и обновляем список доступных работ</font>
t++
k = 0
'''while''' jobs[j].first <= time
M.push(j)
j++
[[Файл:Ppi1riintegerLmax bad.png|320px|thumb|right|Пример работы алгоритма при вещественных <tex>r_i</tex>]]
Внутренний цикл <tex>\mathrm{while}</tex> распределяет работы блоками, в которых они выполняются без простоя станков. После окончания такого блока, время начала выполнения следующего будет равно текущему значению <tex>r_j</tex>.
=== Асимптотика ===
Сначала мы сортируем работы, что занимает <tex> \mathcal{O}(n\log{n})</tex>. Далее идёт цикл, в котором мы <tex>n</tex> раз кладём элемент в кучу и <tex>n</tex> раз извлекаем, что также занимает <tex> \mathcal{O}(n\log{n})</tex> времени. В итоге всё вместе составляет асимптотику алгоритма <tex> \mathcal{O}(n\log{n})</tex>.
=== Замечание ===
Стоит отметить тот факт, что если снять ограничение на целочисленность <tex>r_i</tex> и позволить им принимать вещественные значения, то представленный алгоритм перестанет строить оптимальное расписание, как видно из контрпримера.
== Доказательство корректности алгоритма ==
{{Теорема
|statement=
Приведенный алгоритм строит оптимальное расписание для задачи <tex> P \mid p_i=1; r_i - integer \mid L_{max} </tex>.
|proof=
Пусть <tex>S</tex> {{---}} расписание построенное предложенным алгоритмом, а <tex>S^*</tex> оптимальное расписание со следующими свойствами:
* первые <tex>r-1</tex> работ из <tex>S</tex> в обоих расписаниях назначены на одно и тоже время и
* значение <tex>r-1</tex> {{---}} наибольшее.
Таким образом работа <tex>J_r</tex> в расписании <tex>S</tex> назначена на время <tex>t</tex>, а в расписании <tex>S^*</tex> на другой более поздний момент времени. Если в момент времени <tex>t</tex> в расписании <tex>S^*</tex> есть свободный станок, то работа <tex>J_r</tex> может быть назначена на этот станок и выполнена в момент <tex>t</tex>. Иначе существует работа <tex>J_k</tex> такая, что <tex>d_r \leqslant d_k</tex>, которая выполнится в расписании <tex>S^*</tex> в момент <tex>t</tex>, а в <tex>S</tex> в другое время. Тогда мы меняем местами работы <tex>J_k</tex> и <tex>J_r</tex> в расписании <tex>S^*</tex>, что не нарушает оптимальность <tex>S^*</tex>, но является противоречием максимальности значения <tex>r-1</tex>.
}}
== См. также ==
* [[Pintreepi1Lmax|<tex>P \mid intree, p_{i} = 1 \mid L_{max}</tex>]]
* [[PpmtnriLmax|<tex>P \mid pmtn, r_i \mid L_{max}</tex>]]
== Источники информации ==
* Peter Brucker «Scheduling Algorithms», fifth edition, Springer {{---}} с. 111-112 ISBN 978-3-540-69515-8
[[Категория: Алгоритмы и структуры данных]]
[[Категория: Теория расписаний]]
