訂單可拆開加工的兩代理分批調(diào)度問題 ①

劉甲玉， 耿志超

1.河南交通職業(yè)技術(shù)學(xué)院 公共基礎(chǔ)教學(xué)部， 鄭州 450001； 2.鄭州大學(xué) 數(shù)學(xué)與統(tǒng)計(jì)學(xué)院， 鄭州 450001

現(xiàn)代生產(chǎn)企業(yè)為提高生產(chǎn)效率普遍采用分批加工模式， 即在多個(gè)車間或機(jī)器上同時(shí)加工一定數(shù)量的產(chǎn)品或零部件． 比如， 在半導(dǎo)體加工廠里集成電路板耐熱測試的熔斷工序[1]中， 測試容器可以同時(shí)處理大量的電路板． 關(guān)于分批調(diào)度的研究已有大量結(jié)果[2-3]． 本文關(guān)注如下的實(shí)際生產(chǎn)情形： 某加工廠接到了來自兩個(gè)客戶的多個(gè)訂單， 每個(gè)訂單對應(yīng)于不同類型的產(chǎn)品或同一類型產(chǎn)品的不同款式， 每個(gè)訂單中的產(chǎn)品數(shù)量不同； 兩個(gè)客戶對其訂單有不同的期望和要求， 其中一個(gè)客戶期望為其各個(gè)訂單支付的加工費(fèi)用均衡化(本文用最小化最大加工費(fèi)用表示)， 而另一客戶期望其各個(gè)訂單均盡早交付(本文用最小化完工時(shí)間之和表示)． 每個(gè)訂單均可分拆成多個(gè)部分并連續(xù)地在相鄰的批中加工．

文獻(xiàn)[4-6]研究了訂單可拆分加工的分批調(diào)度問題， 但均是針對單個(gè)代理情形， 而本文將在兩個(gè)競爭代理的背景下研究相關(guān)問題．

多代理排序問題最早是由文獻(xiàn)[7-8]提出的． 針對兩個(gè)代理的多個(gè)不同的目標(biāo)函數(shù)組合， 文獻(xiàn)[7]研究了兩個(gè)代理的目標(biāo)函數(shù)的加權(quán)和問題， 設(shè)計(jì)了多項(xiàng)式時(shí)間算法并證明了NP難性； 而文獻(xiàn)[8]研究了限制問題， 即在滿足不超過一個(gè)代理目標(biāo)函數(shù)的門檻值的條件下， 使另一個(gè)代理的目標(biāo)函數(shù)最小化， 同時(shí)也研究了幾個(gè)Pareto 優(yōu)化問題， 設(shè)計(jì)的算法能夠在多項(xiàng)式時(shí)間內(nèi)枚舉所有Pareto 最優(yōu)點(diǎn)， 并為每個(gè)Pareto最優(yōu)點(diǎn)找到一個(gè)對應(yīng)的Pareto最優(yōu)解． 文獻(xiàn)[9]中將多代理模型分類為： 競爭代理模型(CO)、 非不交代理模型(ND)、 Interfering代理模型(IN)、 多指標(biāo)代理模型(MU)， 并對多代理排序問題的研究結(jié)果進(jìn)行了詳細(xì)的綜述． 文獻(xiàn)[10]研究了單機(jī)、 工件有到達(dá)時(shí)間并允許中斷且具有多個(gè)瓶頸指標(biāo)的情形下的相關(guān)多代理排序問題， 給出了多項(xiàng)式時(shí)間算法或證明了NP難性． 該論文在求解多指標(biāo)折中排序的方法上有巨大創(chuàng)新． 文獻(xiàn)[11-12]研究了在滿足其中一個(gè)代理的最大費(fèi)用不超過給定常數(shù)的條件下最小化另一個(gè)代理的總誤工量的排序問題， 給出了擬多項(xiàng)式時(shí)間算法． 文獻(xiàn)[13] 研究了最小化總的加權(quán)誤工量的多代理折衷指標(biāo)排序問題， 證明了當(dāng)代理的個(gè)數(shù)是變量時(shí)問題是強(qiáng)NP難的， 當(dāng)代理的個(gè)數(shù)是固定值時(shí)問題是NP難的， 并設(shè)計(jì)了擬多項(xiàng)式時(shí)間算法和完全多項(xiàng)式時(shí)間近似方案． 更多相關(guān)工作可參見文獻(xiàn)[14-16]．

1 問題描述

(1)

(2)

2 算法設(shè)計(jì)與分析

2.1 NP難性

1) ESP問題． 給定2m+1個(gè)正整數(shù)a1，a2，…，a2m和C， 滿足∑1≤j≤2maj=2C， 問是否存在指標(biāo)集{1， 2， …， 2m}的一個(gè)劃分(I1，I2)， 使得∑j∈I1aj=∑j∈I2aj=C且|I1|=|I2|？

引理1RESP是NP完全問題．

(3)

進(jìn)而， 因a1≤a2≤…≤a2m， 故對任意1≤j≤2m， 有

又由于

因此， 上面構(gòu)造的實(shí)例確實(shí)是問題RESP的一個(gè)實(shí)例．

因此，σ是排序?qū)嵗凉M足要求的可行排序．

情形2J2m+1被拆分成兩部分， 其中一部分在第一批ψ1， 另一部分在第二批ψ2． 由于來自不同代理的工件不能在同一批中加工， 故其他工件將填滿第三批ψ3和第四批ψ4， 可能會(huì)有某個(gè)工件被拆分成兩部分， 其中一部分在ψ3， 另一部分在ψ4． 類似情形1中結(jié)尾部分的證明， 可得

由引理2可直接得到下面的定理．

2.2 動(dòng)態(tài)規(guī)劃算法

由上述分析可知， 在新排序σ′中， 代理B的所有工件仍然滿足截止日期的要求， 代理A的工件的完工時(shí)間之和沒有增加． 因此，σ′也是問題的一個(gè)最優(yōu)排序． 接著， 如果σ′仍然不具有引理中描述的最優(yōu)解的結(jié)構(gòu)， 則重復(fù)上面的移動(dòng)操作． 經(jīng)過有限次重復(fù)操作后， 將會(huì)得到一個(gè)滿足條件的最優(yōu)解．

4) 遞歸關(guān)系：

5) 最優(yōu)值為TC(nA，nB)， 最優(yōu)解可通過反向追蹤找到．

接下來， 分析算法的運(yùn)行時(shí)間． 在DP算法中， 步驟1)對于給定的門檻值Q， 計(jì)算代理B的每個(gè)工件的截止交貨期， 需要采用二元搜索方法花費(fèi)O(logQ)時(shí)間完成， 于是， 計(jì)算代理B的所有工件的截止交貨期共需花費(fèi)O(nBlogQ)時(shí)間； 步驟2)對代理B的工件按截止交貨期由小到大重新標(biāo)號(hào)需要花費(fèi)O(nBlognB)時(shí)間； 步驟3)-5)是動(dòng)態(tài)規(guī)劃的迭代執(zhí)行過程， 至多需進(jìn)行nAnB次迭代， 每次迭代可以在常數(shù)時(shí)間完成， 于是， 總共花費(fèi)O(nAnB)時(shí)間． 綜合上面的分析， DP算法的運(yùn)行時(shí)間為

O(nAnB)+O(nBlogQ)+O(nBlognB)=O(nAnB+nBmax{lognB， logQ})

3 結(jié)論

本文研究了工件可拆分的多代理分批調(diào)度問題， 目標(biāo)函數(shù)是在滿足不超過一個(gè)代理的最大加工費(fèi)用預(yù)算條件下， 最小化另一個(gè)代理的工件的完工時(shí)間之和． 證明了此問題是NP難的， 并對該問題的一個(gè)特殊情形給出了多項(xiàng)式時(shí)間算法． 未來， 可進(jìn)一步研究其他目標(biāo)函數(shù)， 如加權(quán)完工時(shí)間等問題．