ZESZYTY NAUKOWE POLITECHNIKI ŚL ĄSKIEJ Seria: A U T O M A T Y K A z. 64
________ 1982 Nr kol. 736
Czesław SMUTNICKI
Instytut Cybarnatyki Technicznej Politechniki Wrocławskiej
PROBLEM S Z ER EG OW AN IA ZADAŃ Z MI NI MA KS OW Ą FUNKCD^ CELU
)
S t r e s z c z e n i e . W pracy rozważany jest problem kolejnościowy gniaz
dowy z maszynami równoległymi i ogólnę minimaksowę funkcję celu.
Przedstawiono pewne własności problemu oraz algorytmu rozwięzania.
Sformułowany algorytm pozwala automatyzować podejmowanie decyzji zwięzanych z harmonogramowaniem zadań w dyskretnych procesach p r o
dukcyjnych .
1. WPROWADZENIE
Współczesne procesy produkcyjne charakteryzuję się coraz większym s t o p niem automatyzacji w zakresie optymalnego sterowania procesem i op t y m a l nego podejmowania decyzji. W przypadku harmonogramowania zadań w dy s k r e t nych procesach produkcyjnych problem automatyzacji staje się szczególnie trudny ze wz ględu m.in. na brak efektywnych algorytmów optymalizacyjnych rozwięzujęcych odpowiednie problemy dyskretna. Występujęce zwykle w pr ak
tyce problemy, nawet w najprostszych, de terministycznych przypadkach, sę NP-zupełne. Fakt ten w istotny sposób ogranicza możliwości zastosowania- znanych metod optymalizacyjnych. Użycie metod dokładnych (P D, B - a n d - B , P C L ) nie daje pełnej gwarancji wyznaczenia rozwięzanla optymalnego w zadanym z góry (rozsędnym) czasie. Zwykle przeszkodę w otrzymaniu pozytywnego rezul
tatu jest duża wy mi ar ow oś ć praktycznego problemu. Z kolei użycie metod heurystycznych zapewnia szybkie uzyskanie rozwięzanla lecz tylko pr zy bl i
żonego, zaś algorytmy przybliżone o zagwarantowanej dokładności znane sę tylko dla nielicznej klasy problemów. Z tego też względu prowadzone sę stale badania poszczególnych klas problemów szeregowania, majęce na celu wykorzystania poznanych własności do poprawy istniejęcych lub konstrukcji nowych algory tm ów rozwięzywania.
W pracy przedstawiono sformułowanie, pewne własności oraz algorytm roz- więzania zagadnienia kolejnościowego gniazdowego z równoległymi maszynami 1 z ogólnę minimaksowę funkcję celu. Zagadnienie to zawiera jako szcz eg ól
ne przypadki zagadnienia kolejnościowe z funkcjami celu typu C „ . L
»na x max Taax* ^max 1 i n n 8 * D -*-a podanego zagadnienia sformułowano algorytm roz- więzania oparty na schemacie metody podziału i ograniczeń, wykorzystuję- cy eliminacyjne własności cięgu krytycznego [4j,[s], Skonstruowany a l g o rytm zapewnia otrzymanie rozwięzanla optymalnego oraz łęczy w sobie po
1 1 6 Cz. Srautnickl
zytywne włas no śc i obliczeniowa zarówno algorytmów dokładnych, Jak i przy
bliżonych.
2. SFORMUŁOWANIE PROBLEMU
Zagadnienie kolejnościowe gniazdowe z równoległymi ma sz yn am i postaci n / m / 3 , % ■ > 1 , mk > 1 , RT/ h naxx ^ sformułowane Jest następujęco. Dane sęt
(i) zbiór ni ep odzielnych operacji N - | 1 , 2 , . . . ,n|,
(ii) zbiór ma sz yn różnych typów M » | l , 2 , . . . , a j pr ze zn ac zo ny ch do wy
konywanie tych operacji, .
(iii) zbiór typów tych maszyn T ■ |l,2,... ,t }, ___
(iv) czasy .wykonywania operacji p iJc (i ■ l,n, k * l,m), p ^ >. 0, p ^ - - Jest czasem wy ko ny wa ni a operacji i-tej na maszynie k-tej.
(v) relacja RT reprezentująca wy mo gi porządku te ch no lo gi cz ne go wykony
wania operacji RT c N x N (graf relacji RT Jest acykliczny )j < i , J > * RT pocigga, że op eracje i-ta musi być zakońc zo na przed rozpoczęciem operacji J-teJ.
(vi) najw cz eś ni ej sz y termin rozpoczęcia realizacji w s zy st ki ch operacji to . tQ > O (zwykle tQ - O),
(vii) na jw cz eś ni ej sz y pożędany termin rozpoczęcia realizacji operacji i-tej na ma szynie k-tej, r ^ >■ O (i » l,n, k ■ l,m),
(viii) najpóź ni ej sz y pożę da ny termin zakończenia realizacji operacji i taj na maszynie k-taj, di k ^ ° “ ł *"' k '
Za kł ad a sił, żet
(a) w zbiorze ma sz yn M istnieję rozłęczne podzbiory ma sz yn Jednego typu (gniazda), tzn. istnieje rozbicie zbioru M na po dz b i o r y M k S M, pa- rami rozłęczne i wy cz er pu ję ce
rf1 - M, M*1 h M^ - 0, k j J, k . J e T ,
U
k « T(b) w zbiorze operacji N istnieję rozłęczne podzbiory operacji, któ
re mogę być w y ko ny wa ne pr zy użyciu maszyn Jednego typu, tzn. istnieje roi bicie zbioru N na podzbiory N C N parami rozłęczne i wy cz er pu ję ce1/
U
N k o N, Nk n - 0. k i J, k,J « T, k « TSymbol klasyfikacyjny przyjęto zgodnie z
[2J.
Problem szer eg ow an ia zadań... 117
(c) każda operacja ze zbioru może być wy ko ny wa na tylko przy uży
ciu dokładnie jednej maszyny ze zbioru M J , j « T , co pociąga za sobą, że wielkości Pj^» fik» ^ik 8 ? określone tylko dla par ws ka źn ik ów i,k ta
kich, że i « N-*, k t , j c T (rys. l),
/
(d) W y k o n y w a n i e operacji nie może być przerywane,
(e) każda ma szyna k c M może wykonywać co najwyżej Jedne operację w dowolnej chwili czasowej.
Wprowadzono następujące oznaczenia zmiennych i
- termin rozpoczęcia realizacji operacji i-tej, i e N , CŁ - termin zakończenia realizacji operacji i-tej, i e N ,
f»(i) - numer maszyny, która realizuje op erację i-tą (Jeśli i e to
¿J(i)e mV j ( T ) ,
E ik " raax[0 , r ik “ S i] “ przyspieszenie wykonywania operacji i-tej,p^zy wykonywaniu op eracji na maszynia k-tej, i c N ^ , . k « M ^ , J t T ,
T i(< m o a x j o - dikJ “ opóźnienia w y k o ny wa ni a operacji i-tej,p-rz.y w y konywaniu operacji na maszynie k-tej, i e , k e j e T,
Dodatkgwo dane sąt
(ix) funkcje h n ^ S i ) określająca koszt zw iązany z rozpoczęciem rea
lizacji op eracji i-tej na maszynie k-tej w terminie S^- (ieN-), k e , J * T ) j za kłada się, że funkcje ^ i k ^ i ^ d3j9 o i ? przedstawić w formie»
hi k < V “ 9ik(E ik> * fik<T ik> ( 2 . 1 )
118 Cz. Smutnicki
gdzie; EJ^k^-Lk^ “ niemalejęca funkcja argumentu E ik oraz f¿k^T ik^ “ nie"
malejąca funkcja argumantu T i k , i e N-*, k t M ^ , J e T (rys. 2).
rikoe*ik fik <*ik .
Rys. 2. Różne postacie funkcji ^i k (S^)
Problem szeregowania postaci n/m/3, X > 1 , m* > 1 , RT / h max polega na wy zn ac ze ni u wartości zmiennych S^.jifi), i = l,n mi nimalizujących funk
cję celu w postaci:
h = max max
przy ograniczeniach:
S + p
1*1(1 )-•« S < i , J > e RT.
' o ^ 5 ! 1=1 ,n
(2.3)
(2.4)
(*ł(i) -*1(J>) = > (S± + PjLfct(i) ^ Sj) 'Cf (Sj + i. j 6 N k ,
¿1(1). *t(j)« H1', k t T , (2.5)
E ik = max|o,rik-SiJ . i e N ^ . k e M^ , J e T (2.6)
T ik = max jo,Si+pik-dikJ , i 6 , k e r+J, j e T (2.7)
jl(i)6MJ, i € N J , J « T . (2.8)
Problem szeregowania zadań.. 119
Funkcja celu (2.2) przedstawia sobą maksymalny koszt spośród kosztów wykonywania wszystkich operacji związanych z przyspieszeniem i sp óźnie
niem operacji. Ograniczenie (2.3) reprezentuje wymaganie kolejności reali
zacji operacji związane z istnieniem porządku technologicznego (relacja RT). Ograniczenie (2.4) wyznacza najwcześniejszy moment rozpoczęcia wszystkich operacji. Ograniczenia kolejnościowe (2.5) określa, że jeśli dwie operacje i,j są realizowane na tej samej maszynie p ( i ) = £l(j), to
"realizacja operacji i-tej poprzedza realizację operacji j-tej" albo od
wrotnie. Warunek (2.5) zapewnia, że operacja realizowana na tej 9amej ma
szynie muszą być uszeregowane i nie mogą być realizowane jednocześnie.
Ograniczenia (2.6)-(2.7) wyrażają związek mi ęd zy zmiennymi Si oraz Eik i T ^ . Ograniczenie (2.8) wy znacza zbiór dopuszczalnych wartości dla zm i e n nych ¡i (i) oraz zapewnia, że każda operacja i e jest wykonywana przy użyciu dokładnie jednej maszyny ze zb io ru , dla każdego j e T.
W zależności od wy boru postaci funkcji k e ] e T możemy otrzymać zbiór szczególnych problemów szeregowania z różnymi funk
cjami celu. Tak więc przyjmując»
rik = O = di k , fl k (x) = x, i e N J , k e , j e T (2.9)
otrzymujemy problem poeteci n/ra/O, % > 1 , m^ > 1 , RT/ Craax* tzn. za g a d nienie kolejnościowe gniazdowe z równoległymi maszynami z kryterium mak
symalnego czasu zakończenia wszystkich operacji. Przyjmując z kolei
d ik “ °' fi k (x) = *' 9 i k (x)
O X “ O
, i e N J , k e j ą t (2.10)
<»= x > 0
otrzymujemy problem postaci n/ra/O, ri > 0 , i ^ l , mw > l , L tzn. za
gadnienie kolejnościowe gniazdowe z równoległymi maszynami, z różnymi cza
sami dostępności operacji i z kryterium maksymalnego czasu zakończenia wszystkich operacji. Podobnie, zakładając odpowiednią po'St-tf? funkcji gi k (t), fl k (l) można otrzymać zagadnienie z funkcjami calu typu Lraaxi T , f i inne.
max max
Zagadnienia kolejnościowe tego rodzaju mogą wystąpić w procesach che
micznych lub procseach przetwórstwa spożywczego, w których surowce, pół
produkty lub produkty zmieniają swoje własności w czasie trwania procesu (dojrzewają, ulegają rozkładowi, starzeją się). Mogą pojawić się również w procesach me talurgicznych związanych z nagrzewaniem i chłodzeniem ele
mentów.
W literaturze znane są tylko nieliczne rezultaty szczególne dotyczące zagadnień tego typu. W pracy [3 ] Sidney przedstawił rozwiązanie szczegół-
120 Cz. Smutnlckl
nago przypadku problemu J a d n o m a s z y n o w e g o , przyjmujęc g1:L(x ) » g ( x ), fi;l ■
= f (x ) i i » 1 ,n oraz ( r ^ r j ) t c X d j ^ d j ). Z kolei w pracy £l] przed
stawiono pewne własności oraz algorytm rozwiązania problemu kolejnościowe- go taśmowego (flow~shop) przy założeniach g . ^ * ) “ 9 Cx )» a f(x )>
i » l.n. i
v
3. PEWNE WŁASNOŚCI PROBLEMU n / m / 0 , f 1, m ^ l , RT /bmax ORAZ ME TODY RO ZW IĄZYWANIA
W celu określenia pewnych włas no śc i problemu n/m/0, T" l,mw ^ l , R T / h max k wp ro wa dz on o następująca pojęcia i oznaczenia. Zmiennę ¿i(i) spełniajęcę ograniczanie (2.8) będziemy vi dalszym cięgu nazywać przydziałem operacji l - t a 1 . We kt or jl » Qi(1),ji(2 ) fi(n)]T taki, że dla każdego i « N J , {i(i)eM-*, j e T, bę dziemy nazywać przydziałem o p o r a d l do m a s z y n . Zbiór JO. - jjX = [¿i(l),^(2),....ji(n)]T | i e N^, ¿i(i)e j e T | będziemy nazywać zbiorem dopuszczalnych p r z y d z i a ł ó w . Niech ji będzie pewnym przydziałem.
Wówczas
N k^ » | i e N | ^ ( i ) - k | - 1 , (3.1)
określa zbiór operacji realizowanych na maszynie k-tej (przy przydziale
¿z)'# Kolejność realizacji operacji ze zb ioru *^kji może być ok reślo
na permutację operacji postaci
\ ...
gdzie:
V“ card(V ohiZ 3i'(li)6 V
Wektor permutacji Jt = okreóla kolejność realizacji ope
racji na każdej maszynie. Zbiór wszystkich takich we kt or ów permutacji (dla danego fi ) oznaczmy przez 17^. Niech ¿Z « II będzie pewnym przydziałem, zaś Jt « E L n i e c h będzie pewnym wekt or em permutacji określajęcym kolejność rea
lizacji operacji na każdej maszynie (dla tego przydziału). Wówczas zbiór p o s t a c i :
° { S “ [S 1'S2 ...+ PiíI(i)S S j ' < i *J > € R T ,
Problem szeregowania zadań... 121
, 0 « v 1 6 " ł X ( J ) + % ( j ) ^ k( J »
J a 1.2,,.. 1, JFk (J ) ^k£i# k * l,n | (3.2)
okroiła dopuszczalno momenty rozpoczęcia wykonywania wszyst ki ch operacji 1 c N (dla danego ¿lejfloraz Zauważmy, ża zbiór spełnia ogra
niczenia (2.3)-(2.5).
Zgodnie z powyższym rozwiązaniem problemu (2.2)-(2.8) polega na w y z n a czeniu wa rt oś ci £L* e M , s ‘ e takich, że
H (u*,Tt*»S*) « min min min . H(u,
3
I,S), (3.3)? « •* 5 s v
gdzie
. Hm a x (iI'3t'S) ’ m a x 1^ 1<nm a x [9iii(i){Eiix(i)),fi ^ ( i ) (Ti ^ ( i ) )] (3,4)
oraz wielkości T i^(i)
99
określone wzorami (2.6)-(2.7).Ko rz ys ta ją c ze w z or ów (3.3)-(3.4) za pr oponowano trójstopniowe de ko mp o
zycję problemu (2.2)-(2.8). IV dalszym cięgu przedstawiono rozwiązanie pro
blemów częściowych powstałych.po zd ek om po no wa ni u (3.3).
A. Zadanie dolnego poziomu. Należy wyznaczyć
H (¿I.jĆ.Ś*) » min H ( ^ , f , S ) , S e n „ , ¿i < JVl. (3.5)
r
W celu rozwiązania tego problemu posłużono się modelem grafowym. Niech
¿IcJR będzie pewnym przydziałem, zaś ji s 11^ niech będzie pewnym wektorem permutacji operacji (dla danego eJft). Wówczas kolejność realizacji wszyst
kich operacji można przedstawić w postaci grafu skierowanego G ^ » < V , A > , gdzie V ■ { vi ,V2 * ** **V n } 303t zbiorem wier zc ho łk ów grafu odpowiadajęcych poszczególnym operacjom, zaś A Jest zbiorem łuków grafu reprezentują
cych wymagania kolejności realizacji operacji. Zbiór A można przedsta
wić Jako A ■ A U A. , gdzie A - | < V ,V > | < i , J > s R T 1 Jest zbiorem
0 k=l k f 0 I 3 >
¡łuków stałych grafu, zaś A^ “ (;j)' Vjj (j+i)':>| J “ ł , 2 , ***'nk^i"1 ' 5 C ^ ( j ) s N ^ j jest zbiorem łuków kolejnościowych ( d ys ju nk ty wn yc h) zw iąza
nych z k-tą maszyną (rys. 3). Dodatkowo, każdemu wi er zchołkowi 1/ ^1 / gra
fu przypisana została liczba równa P^i^jL)' będąca obciążeniem wierz
chołka.
122 ( Cz. Smutnicki
?
hu Ct )1 f ^ 5 3
43
** U
Rys. 3. Przykład problemu n / m / O . t f ^ l , m > 1 , RT/h
(N = |l,2,3,4j, M = { 1 .2 ,3 }. T - { 1 .2 }, M 1 = { l , 2 }, M2 » {3 }. N 1 «
= {l,2}. N2 = {3.4})
a) graf kolejności realizacji operacji dla ¿1 = [l,l,3,3j oraz ¿3 «
■ f3ii»*2'5C3 ]' 9dzie «* <1 ,2 >, JL2 » ¡3, 1C3 ■» < 3 , 4 > j zaznaczono łukl ze zbioru A q (— — ) oraz łuki ze zbiorów A fc( — ), b) diagram Gantta z roz
wiązaniem zadania dolnego poziomu
Niech dalej d £ < d ^ , d 2 ,...,dg> będzię cięgiem liczb takim, że : (a) dj t il,2,...,nj, j = l.s oraz
(b) istnieje w grafie G „ droga łęczęca wi er zc ho łk i V. ,V. ...V. .
“ 1 2 s
Oznaczmy przez D^ zbiór wszystkich cięgów dowolnej dł ug oś ci .s pe łn ia
jących wa runki (a)-(b), zaś przez Ouii(i»j) zbiór wszystkich cięgów d t °^łjC< dowolnej długości, spełniających dodatkowo,warunek dj - i, dQ » J (zbiór tych cięgów Jest wy zn a c z o n y przez zbiór wszyst ki ch dróg w grafie G^jj łączących wierzchołki oraz ) Oznaczmy dodatkowo przez 10 zbiór postaci
10 = j< i, j> | O ^ ( i . j )
4
jaj (3.6)(tzn. w grafie G ^ istnieje droga łącząca wi er zchołki V Ł i Vj ).
Problem szeregowania zadań.. 123
Zdefiniujmy wielkości!
s
V i , 3 ) = rii i( i) -d j. ti (j )+ ( i i j ) X kol pd# (dk )' < i - J > e I J -
^ (3.7)
Zauważmy, że suma występująca we w z or ze (3.7) może być interpretowana ja
ko najdłuższa droga łącząca wi er zchołki V i oraz V , w grafie G «.(i za-J Ii 31
wierajęca te wierzchołki). Ł
Następujące twierdzenie określa minimalną wartość funkcji celu (3.3) w rozwiązaniu problemu dolnego poziomu.
Twierdzenie 3.1 /
Niech fx e JA , Jt e O d b ę d ę odpowiednio przydziałem oraz wektorem permuta- cji. Wówczas zachodzi!
Hm a x (?*S 'Ś*> “ raax[max< i . j > 6 IO a ifi(i)(ai j * )‘*
“ ? J > « M fd ^ J ) (ti J ),Fn>a>c(r S ) ] ( 3 ‘8)
gdzie j
8
F„.*(F.5) * * ^ k, 1 pV (<,k > > < 3 -9)
żaś wielkości a * j » t*j 85 optymalnymi wartościami z m i e n n y c h ( w y z n a c z o nymi z rozwiązania podproblemów pomocniczych postaci:
min raax[gi u ( i ) (8i j ^ fj u ( j ) (ti J )] (3-10) ij * IJ r
e ^ + tAj = A ^ ( i , j ) (3.11)
a ij,t±j > O (3.12 )
dla k a ż d e g o ' < i , j > e 10.
dowód twierdzenia 3.1 pominięto ze względu na długość.
Niech G n = < V , A > będzie grafem kolejności realizacji wszystkich o p e
racji, i e N . Oznaczmy przez T^iG^jj) = |j i< V i'vj'> 6 A j " zbi°r na stęp
ników operacji i-tej oraz przez T ^ ( G jj) ” |j | < V j , V i > e A j - zbiór po
przedników operacji i-tej. Wyznaczmy wielkości
124 Cz, Smutnickl
w max[w|g1 ^f.Ś*)| . i £ N. (3.13)
* — M
Następująca wł as no ść określa optymalne terminy rozpoczęcia oper ac ji S «
" t Si ' S2 ' * * * ,SnP^' w y2noczone Pfzez rozwiązanie problemu dolnego poziomu.
Własność 3.1
Niech^iEjyi, 3T e {"l^będę odpowiednio przydziałem oraz w e k t or em pormuta- cji. Niech i i , i * N będę wi el ko ś c i a m i określonymi wzorom (3.13). Wów
czas zachodzi:
(i) S* o n a x [*o,ri£i(i) “ E iJ 'r* i ^G^łJ£^ " i € N * i3. 14)
(li) S* - max[mox ^ (8« ♦ p ^ ^ , ),, r± ( l ) -fi±], J * r i {G^JC) .
r i l G p r f t * ' l f i N « (3.15)
Oowód własności 3.1 wy ni ka z dowodu tw. 3.1.
B. Zadanie środkowego poziomu. Na le ży wyznaczyć
Problem ten w ogólnym przypadku Jest NP-zupałny. W konstrukcji algorytmu tego zagadnienia (opartego na schemacie podziału i ograniczeń) wykorzysta
no pawne w ł as no śc i przedstawiona poniżej.
Niech £ e J/l % « fl będę od po wi ed ni o przydziałem oraz w e k t o r e m permuta- cji. Cięg u « < u 1 ,u2 ,... ,ug > na zywamy cięgiem krytycznym (dla danych Ji i Jt). Jeśli:
(e) Hm a x ^ ' * ' ® * ^ “ Fm a x ^ ' ^ oraz u * D ^,JT 3ast ci9 9 i a m » któr y maksy
malizuje prawę st ro nę wz o r u (3.9) lub:
(b) * max <i.j>€ia 9iu(i)(0i1) ’ 9 « 13 i*fi(i*) i * /*
(o** J
<lub Hm a x £ ' * ' S *> " V i > (ti j ) “ fV ( 1 )(^ 3))
oraz ^ « 0 ^ ^ Jest cięgien poetaci:
u * < i ^ # *dg t • • • , # (u ■ ^ i *d ^ f««# , d ^#j>)
rruulam szer eg ow an ia zadań... 125
gdzie < d 1 ,d2 ,... ,ds>.e 0 ^ ( 1 * . j*) K d j , d 2 ,... . d ^ « 0 ^ ( 1 , J )) jest cię
glem m a ks ym al iz uj ąc ym sumę se wz or ze (3.7).
Blokiem no ma szynie k-tej nazywamy maksymalny po dciąg częściowy dv ^ ■ - < d v idv + 1 . • . • ,d > cięgu krytycznego, spełniający warunek u(dy )»u(dv + 1 )»
■ ... » u(dy).
Łotwo zauważyć, że w czasie wy ko ny wa ni a op eracji z bloku na maszynie k-taj maszyna wy ko nu je te operacja bez przestoju.
Na st ęp uj ąc e twierdzenie określa eliminacyjne włas no śc i ciągu. kryt yc zn e
go.
Tw ie rd ze ni a 3.2
Niech będzie pewnym przydziałem, zaś e {l^nlech będzie pewnym wektorem permutacjl. Oeżell istnieje we kt or permutacji ^ « n ^ t a k l , ż e :
Hm a x £ # * > < H . a x (^ - § “ )' 5 * * ł V (3<17)
to w f> przynajmniej Jedna operacja dla przynajmniej Jednego bloku z 7C po
przedza pierwszą lub występuje za ostatnię op erację tego bloku.
Dowód tw ie rd ze ni a Jest analogiczny do do wodów twierdzeń eliminacyjnych przedstawionych w pracach
Ola rozwlęzania problemu środkowego poziomu za st os ow an o me to dę podzia
łu i ograniczeń, z mieszanę strategię podziału, wy ko rzystujęcę eliminacyj
ne włas no śc i cięgu krytycznego. Niech óf s fi będzie pe wnym poczętkowym w e k
torem permutacji. Ogólna idea m e to dy polega na generowaniu, począwszy od ćf, cięgu w e k t o r ó w permutacji 31 a D l° każdego we kt or a Jt z cięgu wy z n a czana Jest opty ma ln a wartość rozwiązania, pr oblemu dolnego poziomu HB a x (ii»
3t,S*), S * « S ^ - o r a z ciąg krytyczny u « D ^ . Nowe we k t o r y permutacji 11^, otrzymuje się z pewnego wektora Jt e cięgu po pr ze z przesuwanie opera
cji w blokach. Zastosowano w tym przypadku 'schemat przesuwania operacji na pozycję pierwszą lub ostatnię w bloku (szczegółowy opis sc hematu można zna
leźć w pracach [
2
],[4
]). Kolejność ge ne rowania nowych wekt or ów permutacji została okre śl on a po przez lokalną ocen« zm ia ny wa rt oś ci funkcji celu przy przesuwaniu jednej operacji. Proces ge ne rowania cięgu Jt s fl^Jest wi ęc procesem pr ze gl ąd u drzewa w e k t or ów permutacji Jte przy czym dolne ograni
czenie w a r t o ś c i funkcji celu problsn,u n/m/3, i. > l.mjj > 1 'RT/ hnax stwarza dodatkowe mo żl iw oś ci eliminacyjne. Ola rozważanego za ga dn ie ni a dolne o- graniczenie w y zn ac zo no poprzez relaksację możliwości wykonawczych maszyn, relaksację funkcji kosztów op eracji or az relaksację relacji poprzedzeń.
126 Cz. Smutnlcki
C. Zadanie górnego poziomu. Należy wyznaczyć
= min^ H(£,S**,S**), , 5 * e n ^ *
(3.18)
Probiera ten jest rozwięzywany przez przegląd zbioru JA, z eliminację rozwiązań (podzbiorów r o z w i ę z a ń ) za poraocę dolnych ograniczeń oraz dodat
kowych kryteriów eliminacji. Kolejność przeglądania elementów zbioru .M, Jest określona przez lokalną oceną zmiany wartości funkcji celu przy zmia
nie przydziału jednej operacji.
4. POOSUMGrYANIE
Zaproponowany algorytm Jest trójpoziomowym algorytmem powstałym przez złożenie algorytmów rozwiązania problemów opisanych w punkcie 3, A,B.C.
Na poziomie dolnym rozwiązywany Jest problem o złożoności wielomianowej 0 ( n 4 ). Algorytm poziomu środkowego Jeat algorytmem podziału i ograniczeń z cofaniem i wymaga zastosowania algorytmu heurystycznego do wyznaczania rozwiązania początkowego of e 11^. Podobnie algorytm górnego poziomu.
Z opisu podanego w p. 3 pracy wynikają następujące włas no śc i algorytmu:
- algorytm Jest algorytmem dokładnym, tzn. wyznacza rozwiązanie globalnie o p t y m a l n e ,
- możliwa Jest współpraca algorytmu z dowolnymi algorytmami przybliżonymi (heurystycznymi ) j rozwiązanie przybliżone jest poprawiane w kolejnych krokach algorytmu dokładnego,
- w każdym kroku algorytmu znane Jest pewne rozwiązenie dopuszczalne, - możliwe jest przerwanie pracy algorytmu w dowolnym m o m e n c i e > aktualnie
dostępne rozwiązanie może być uznane za rozwiązania suboptymalna.
Podane cechy umożliwiają zastosowanie skonstruowanego algorytmu w w i ę k szości automatycznych systemów podejmowania decyzji, jak również w sy st e
mach decyzyjnych czasu rzeczywistego.
LITERATURA
[1] AC HU TH AN N.R., GRABOWSKI 0., SI ONEY 0.8.: Optimal Flow-Shop Scheduling with Earliness and Tardines3 Penalties, Opsearch, nr 4, 1981.
[2] GRABOWSKI 0.: Uogólnione zagadnienie optymalizacji kolejności opera
cji w dyskretnych systemach produkcyjnych. Prace Naukowe ICT PWr.Ser.
Monografie, nr 9, Wrocław, 1979.
Q3] S I ON EY 3 . B . : Optimal Single - machine Scheduling with Earliness and Tardiness Penalties, Opns Res., vol. 25, 1977, ss. 62-69.
Problem szeregowania z a d a ń . . 127
[4] SMUTNICKI C. : Zagadnienie optymalizacji sekwencji operacji w dy skret
nych systemach produkcyjnych z kryterium minimalno-kosztowym. Praca doktorska. Raport Serii PRE, nr 2/81, Wydawnictwo Politechniki W r o cławskiej Wr ocław 1981.
[5] SMUTNICKI C. : Metodo "cięgu krytycznego" w zagadnieniach kolejnościo- wych z minimaksowę funkcję calu. Zeszyty Naukowo AGH, Elektryfikacja 1 Mechanizacja Górnictwa i Hutnictwa, z. 146, Kraków 1981.
R e z e n z e n t : Dr inż. Franciszek MARECKI
Wpłynęło do Redakcji 15.05.1982 r.
nPOBJIEMA HEP0Ä0BAHHH 3AJUH G MHHHMAKC0B04 4>yHKUHEd UEJIH
P e 3 K) u e
B c i a T t e n p e ^ c T a B J i e H O n i e s A O B y n n p o ó z e u y H e p e A O B a H H a o n e p a m i i i c n a p a z - u a n m H a u H h o Ó m e B M H H H M a K C o B o i f ( p y H K i t H e f t p e j i H . B o t o m c j i y u a e ( p y r n c p H a nejiH n p e A c i a B j i a e T c o ó o i ł w a K C H u a j i h H u i i m T p a i ) 3a y c i c o p e H H e h j i h o n o3A a H n e B c e x o n e p a u H ü . I I o K a3a H o n e c K o j i b k o c b o H c t b s i o i ł n p o Ó a e u i i . O n H c a H O o ó ą y z i u p , e a p e m e - uhh b B H A e a z r o p H T M a . B a e A S H H H f i a i r o p u T u u o x e i Ó u T b n p v i n e H e H b H e c K O J i b K H x a B T O M a i H H e C K H X C H C T e u a X n p H H S T H H p e m e H H Ü B A H C K p e T H H X n p0H3B0A C T B e H H Ł t X C H -
cteuax.
THE PROBLEMS OF 008 SCHEDULING WITH MINIMAX GOAL FUNCTION
S u m m a r y
In the paper the job-shop problem with parallel machines and general tlnimax goal function is considered. In the presented case the goal func
tion is the maximum of earliness or tardiness penalties. Soma properties
°f the problem are shown and the general idea of solution algorithm is described. The proposed algorithm can be used in automatic decision - ma
king systems in discrete production processes.