[math] 1 \mid r_i,p_i=p \mid \sum w_i U_i[/math]
| Задача: |
| Дано [math]n[/math] работ и 1 станок. Для каждой работы известны её время появления [math]r_i[/math] и вес [math]w_i[/math], а также дедлайн [math]d_i[/math]. Время выполнения всех работ [math]p_i[/math] равно [math]p[/math]. Каждую работу можно прервать и продолжить ее выполнение в любой момент времени. Требуется выполнить все работы, чтобы значение [math]\sum w_i U_i[/math] (суммарный вес просроченных работ) было минимальным. |
Решение
Постановка цели
Необходимо найти выполнимое множество работ [math]X[/math] такое, что его суммарный вес [math]\sum \limits_{i \in X} w_i[/math] максимален. Эта проблема решается с помощью динамического программирования.
Предполагается, что работы отсортированы в порядке неубывания дедлайна.
Jackson Preemptive Schedule
[math]JPS[/math] - это алгоритм построения расписания работ для одной машины с прерываниями. Пусть у нас есть множества работ [math]O[/math], для которых надо составить расписание, и множество [math]P \subset O[/math], которое состоит из работ, доступных для выполнения на данный момент. Возможны два случая:
- Если машина освободилась, то вставляем в расписание работу [math]J_i\in P[/math] с наименьшим [math]d_i[/math]. Также удалим [math]J_i[/math] из [math]P[/math].
- Если машина занята работой [math]J_k[/math] и в момент времени [math]r_i[/math] появилась работа [math]J_i[/math], тогда если [math]d_i \lt d_k[/math], то прервем [math]J_k[/math] и поставим на выполнение [math]J_i[/math], а [math]J_k[/math] добавим в [math]P[/math]. В противном случае просто добавим [math]J_i[/math] в [math]P[/math].
Можно заметить что, если работа была вставлена в [math]JPS[/math] после своего дедлайна, то данное множество работ [math]O[/math] не является выполнимым. Таким образом, решение задачи сводится к нахождению такого множества работ [math]O[/math], которое будет выполнимым по [math]JPS[/math] и чей вес будет максимален.
| Лемма: |
Пусть [math]\Theta=\{t \mid t = r_i + l \cdot p; i = 1, \dots, n; l = 0, \dots, n - 1\}[/math]. Тогда [math]\forall J_i \in O[/math] время начала [math]s_i[/math] и время окончания [math]e_i[/math] этой работы в [math]JPS[/math] будет принадлежать [math]\Theta[/math]. |
| Доказательство: |
| [math]\triangleright[/math] |
|
Сначала докажем лемму для [math]e_i[/math]. Пусть [math]t[/math] - минимальная временная точка такая, что между [math]t[/math] и [math]s_i[/math] [math]JPS[/math] не простаивает. По структуре [math]JPS[/math] [math]t = r_x[/math]. Работы, которые выполняются между [math]s_i[/math] и [math]e_i[/math], не могут выполняться ни до [math]s_i[/math], ни после [math]e_i[/math], даже частично. Это следует из структуры [math]JPS[/math] - если работа [math]J_u[/math] была прервана работой [math]J_v[/math], то после выполнения [math]J_v[/math] мы снова вставляем в расписание [math]J_u[/math]. Таким образом, [math]e_i - s_i[/math] делится на [math]p[/math]. Возможны следующие два случая:
- [math]J_i[/math] вызвало прерывание, тогда [math]s_i = r_i[/math].
- [math]J_i[/math] не вызывало прерываний, следовательно между [math]r_x[/math] и [math]s_i[/math] выполнилось некоторое количество работ, тогда [math]s_i - r_x[/math] делится на [math]p[/math].
В любом из этих двух случаев есть такое [math]r_y = r_x \vee r_i[/math], такое что [math]JPS[/math] не простаивает между [math]r_y[/math] и [math]e_i[/math]. Тогда [math]e_i - r_y[/math] делится на [math]p[/math]. Следовательно, [math]e_i - r_y[/math] не превышает [math]n \cdot p[/math], так как [math]JPS[/math] не простаивает. Поэтому [math]e_i \in \Theta[/math].
Теперь докажем принадлежность [math]s_i[/math] к [math]\Theta[/math]. По структуре [math]JPS[/math] [math]s_i[/math] - это либо окончание предыдущей работы [math]e_u[/math], либо [math]r_i[/math]. Таким образом, легко понять, что [math]s_i \in \Theta[/math]. |
| [math]\triangleleft[/math] |
Динамика
| Определение: |
[math]\forall t_u, t_v \in \Theta, u \lt = v, \forall k = 1, \dots ,n:[/math]
- [math]U_k(t_u, t_v) = \{J_i \mid i \lt k ; t_u \lt = r_i \lt t_v\};[/math]
- [math]W_k(t_u, t_v, m)[/math] - максимальный вес [math]Z \subset U_k(t_u, t_v), |Z| = m[/math] такой, что [math]m \in (1, \dots ,n)[/math] и [math]JPS[/math] от [math]Z[/math] разрешимо и заканчивается до [math]t_v[/math]. Если такого [math]Z[/math] не существует, то [math]W_k(t_u, t_v, m) = - \infty.[/math]
|
См. также
Источники информации
Philippe Baptiste - Polynomial Time Algorithms for Minimizing the Weighted Number of Late Jobs on a Single Machine with Equal Processing Times
