ПЕРЕБИРАННЯ ВАРІАНТІВ В ПРОГРАМУВАННІ

Задача про три процесори. Нехай є три процесори, здатні виконувати завдання з однаковою швидкістю. Є набір завдань, про кожне з яких відомий час його виконання. Порядок виконання завдань неважливий. Якщо процесор почав виконувати завдання, то виконує його до кінця протягом зазначеного часу. Переключення процесора на виконання нового завдання відбувається миттєво. Треба так розподілити завдання між процесорами, шоб момент закінчення останнього завдання був мінімальним. Назвемо цю величину вартістю розподілу. Отже, займемося обчисленням мінімальної вартості серед можливих розподілів. Сам розподіл, що забезпечує таку вартість, для початку нас не цікавитиме.

Приклад. Нехай є 6 завдань, час виконання яких відповідно 7, 8, 9, 10, 11, 12. Якщо в зазначеному порядку розподілити перші три завдання між процесорами, а потім давати їх у тому ж порядку процесорам, що звільняються, то перший процесор закінчить роботу в момент 7+10=17, другий – у момент 8+11=19, а третій – 9+12=21. Маємо вартість 21. Проте їх можна розподілити інакше – 7+12, 8+11, 9+10, одержавши вартість 19.

Перше, що ми зробимо в розв'язанні задачі – упорядкуємо завдання за незростанням часу їх виконання. Отже, нехай P1, … , Pn – завдання, часи виконання T1, … , Tn яких задовольняють нерівності T1  …  Tn. Розподіл можна подати послідовністю пар вигляду (i; k), де i – номер завдання, k – номер процесора, на якому воно виконується. Наприклад, за часів 12, 11, 10, 9, 8, 7 найкращий розподіл подається як

<(1; 1), (2; 2), (3; 3), (4; 3), (5; 2), (6; 1)>.

Подібно до розміщень ферзів, можна говорити про повний розподіл – довжини n, та неповний – меншої довжини. Так само утворимо дерево пошуку розподілів. Його коренем є порожній розподіл, синами кореня – три розподіли <(1; 1)>, <(1; 2)>, <(1; 3)> тощо, тобто синами кожного розподілу вигляду

v=<(1; k1), … , (i; ki)>

за i
v1=<(1; k1), … , (i; ki), (i+1; 1)>,

v2=<(1; k1), … , (i; ki), (i+1; 2)>,

v3=<(1; k1), … , (i; ki), (i+1; 3)>.

Повні розподіли є листками вигляду <(1; k1), … , (n; kn)>.

Тепер займемося упорядкуванням обходу дерева таким чином, щоб варіанти з меншою вартістю оброблялися якомога раніше, а варіанти з більшою вартістю – якомога пізніше. За розподілом v=<(1; k1), … , (i; ki)>, де i n, неважко обчислити трійку часів роботи процесорів (S1, S2, S3) з його виконання. Очевидно, його вартістю є найбільше з S1, S2, S3. Такий розподіл за i
(S1+Ti+1, S2, S3), (S1, S2+Ti+1, S3), (S1, S2, S3+Ti+1).

За i+1=n неважко вибрати найменшу з цих трьох вартостей. Проте за i+1
E(v)=max{S1, S2, S3, min{S1, S2, S3}+Ti+1}.

Отже, оцінка E(v) є нижньою межею для вартості нащадків розподілу v.

Організуємо обхід дерева розподілів таким чином, що: