问题：
n个作业 N={1，2，…，n}要在2台机器M1和M2组成的流水线上完成加工。每个作业须先在M1上加工，然后在M2上加工。M1和M2加工作业 i 所需的时间分别为 ai 和bi，每台机器同一时间最多只能执行一个作业。
流水作业调度问题要求确定这n个作业的最优加工顺序，使得所有作业在两台机器上都加工完成所需最少时间。最优调度应该是：
1. 使M1上的加工是无间断的。即M1上的加工时间是所有ai之和，但M2上不一定是bi之和。
2. 使作业在两台机器上的加工次序是完全相同的。
则得结论：仅需考虑在两台机上加工次序完全相同的调度。
为了得到最优子解结构（比较重要~~~~ 老师说期末考试会考到这个）：
—>机器M1开始加工S中作业时，机器M2还在加工其他作业，要等时间 t 后才可利用,则：
1. 则完成S中作业所需的最短时间记为T(S,t)
2. 完成所有作业所需的最短时间为T(N,0)
3. T(N,0)=min{ai + T(N-{i}, bi)}, i∈N。
ai：选一个作业i先加工，在M1的加工时间。
T(N-{i},bi}：剩下的作业要等bi时间后才能在M2上加工。注意这里函数的定义，因为一开始工作i是随机取的，M1加工完了ai之后，要开始加工bi了，这里M1是空闲的可以开始加工剩下的N-i个作业了，但此时M2开始加工bi，所以要等bi时间之后才能重新利用，对应到上面函数T(s,t)的定义的话，这里就应该表示成T(N-{i},bi), 所以最优解可表示为T(N,0)=min{ai + T(N-{i}, bi)}, i∈N，即我们要枚举所有的工作i，使这个式子取到最小值。这里顺便吐槽一句：算法中会利用很多数学知识，一定要搞清楚函数的意义以及每个数学符号所代表的含义，这样不至于各种懵比。继续分析T(S,t)可得：
T(S,t)={ai + T(S-{i}, bi+max{t-ai,0})}, i∈S
其中：T(S-{i}, bi+max{t-ai,0})：剩下的作业等bi+max{t-ai,0}才能在M2加工，至于这里是怎么推导出来的呢？见下面推导：
最优子结构的证明（问题最优解包括子问题最优解）：
最优子结构：设π是N的一个最优调度，其加工顺序为π1,…, πn，其所需的加工时间为 aπ1+T’(即第一个作业π1在M1上加工的时间和其它的加工时间)。记S=N-{π1}，则T’=T(S, bπ1)。
证明：由T的定义知T(S, bπ1)是对S最优的，故T’>=T(S, bπ1)。若T’>T(S, bπ1),设π’是作业集S在机器M2的等待时间为bπ1情况下的一个最优调度。则π1,π’2, …,π’n是N的一个调度，且该调度所需的时间为aπ1+T’ > aπ1+T(S, bπ1)。这与π是N的最优调度矛盾。故T’<=T(S, bπ1), 从而T’=T(S, bπ1)。最优子结构的性质得证。
分析：
这段证明我开始有点云里雾里的(第二遍过来看还是云里雾里的，你妹的)，简单来说就是要证明问题的最优解包含子问题的最优解就行了，那么这里的证明思路是先假设一个最优调度，对于他的子调度T’，因为T(S,t)被定义为是完成S中作业所需的最短时间记为T(S,t)，所以有T’>=T(S, bπ1)，那么如果这个子调度这里不是最优解的话即T’>T(S, bπ1)，会得出aπ1+T’ > aπ1+T(S, bπ1)即原来假设的最优调度不符和最优调度的标准，矛盾，从而推出 T’是一定等于T(S, bπ1)，即这个子调度也是最优调度。
问题是：虽然满足最优子结构性质，也在一定程度满足子问题重叠性质。N的每个非空子集都计算一次，共2n-1次，指数级的。
为了解决这个问题引入Johnson不等式:
这上面的数学推导简直看得蛋疼。。。。。。， 记住结论就好：先把所有作业的ai和bi放在一起，从这之中选个最小的，如果是bi的话这个作业i就放最后，如果是ai的话这个作业就放最前，把这个已经安排好的作业从作业集中删除。重复上述步骤即可。