Çoklu Depolu Araç Yönlendirme
Çoklu Depolu Araç Yönlendirme
MDVRP’nin (çoklu depolu araç yönlendirme problemi) zorluğu, depoların atanmasıdır. Geleneksel yöntem, müşterileri birkaç gruba ayırmaktır, her gruba bir depo hizmet verir. Böylece çoklu depo problemi, aynı anda çözülecek olan birkaç tek depo problemine dönüştürülür.
İçinde, çok depolu VRP’yi çözmek için yeni bir yöntem tarafımızdan tanıtılmıştır. Önce aracı ayarla, sonra depoları ata. Bu yöntem geleneksel yöntemden daha iyidir.
VRP, NP-zor bir problemdir, bu nedenle insanlar VRP’yi çözmek için buluşsal algoritma veya evrimsel algoritma kullanırlar. Bu problemi çözmek için tabu arama algoritması, genetik algoritma, tavlama benzetimi algoritması ve karınca kolonisi algoritması kullanılmıştır. Uğraştıktan sonra, MDVRP en uygun müşteri sırasını bulma problemine dönüştürülebilir. Karınca kolonisi optimizasyon algoritması, optimal yol problemini bulmada bariz avantajlara sahiptir.
Bu yazıda FTMDVRP için karınca kolonisi algoritması tanıtılmaktadır. Belirli bir müşteri dizisi için araçlar düzenleyerek ve depolar atayarak, FTMDVRP en uygun müşteri dizisini bulma problemine dönüştürülür, ardından en uygun müşteri dizisini belirlemek için karınca kolonisi algoritması benimsenir.
Araçların düzenlenmesi için geliştirilmiş bölme algoritması kullanılır ve depoları atamak için maksimum akış algoritması kullanılır. İlk olarak FTMDVRP açıklanmıştır. Belirli bir müşteri dizisi için araç düzenleme ve depo atama yöntemleri bölüm 3’te tanıtılmaktadır. FTMDVRP için karınca kolonisi algoritması verilmiştir. Son olarak hesaplamalı örnekler verilmiştir. Müşterilere hangi araç ve depodan hizmet verilmesi gerektiği ve müşteri sırasının belirlenmesi ile sorun giderilmelidir.
Aşağıdaki koşulları yerine getirin:
(1) Her müşteriye yalnızca bir araç hizmet vermelidir.
(2) Her araç birden fazla müşteriye hizmet verebilir, ancak sağladığı malların toplam miktarı taşıma kapasitesini aşamaz.
(3) Tüm araçlar dağıtım merkezinden yola çıkar.
(4) Bitiş süresini en kısa yapın.
Ancak her müşteriye hizmet verildiğinde tüm görev sona erebilir. Dolayısıyla FTMDWRP, en son hizmet verilen müşterinin hizmet süresini temel alır. Açıkçası, en son hizmet verilen müşteri, bir araç rotalamasında son müşteri olmalıdır. Bu nedenle, tüm görevin bitiş zamanı, rotasında son müşteriye hizmet veren son araçtır. T ile temsil edilir.
Ne kadar çok araç olursa, bitiş süresi o kadar kısa olur. Ancak araç sayısı sınırlıdır, bu nedenle FTMDVRP, araçların niceliksel olarak sınırlandırılması koşulu altındadır. Toplam seyahat süresi ve bitiş süresinden farklıdır.
En kısa toplam süreye sahip VRP için, uzun süre gerektiren bir araç rotası olabilir, ancak diğerleri kısa süreye ihtiyaç duyar. Bu sayede bitiş süresi uzun olacaktır. Ve son müşteriden depoya kadar geçen sürenin bitiş süresi olarak dikkate alınmasına gerek yoktur. Ancak bu süre toplam süre içinde değerlendirilmelidir.
Güvenli link kontrol
Link kontrol etme sitesi
URL kontrol etme
Link kontrol etme Programı
URL denetleme aracı
Index sorgulama
Link Yönlendirme
Araç Düzenleme ve Depo Randevu Yöntemi
Bir müşteri sıralaması verilerek, en kısa bitiş süresinin hesaplanması için müşteriler bu sıralama altında her bir depodaki araca dağıtılır. Tüm araçlar aynı olduğu için müşteriler araçlara dağıtılır, ardından araçlar depolara tahsis edilir.
Her şeyden önce, gerçek depoların yerine sanal bir depo getirilir ve her müşteri sanal deponun müşterisi olarak kabul edilir (gerçek depolar önemsiz kabul edilir). Her müşteriden sanal depoya kadar geçen süre, her müşteriden kendisine en yakın gerçek depoya kadar geçen süredir.
Bir sanal depo getirildikten ve gerçek depolar göz ardı edildikten sonra MDVRP, SDVRP’ye dönüştürülür. İkinci adımda, verilen müşteri sırası, geliştirilmiş bölme algoritması kullanılarak birkaç gruba bölünür ve daha sonra bu müşteri grupları her bir araca tahsis edilir, böylece müşteri sırasının verilmesi öncülünde araç düzenlemesinin en iyi çözümü bulunur. .
Üçüncü adımda, maksimum akış algoritması kullanılarak araçlar ve rotaları her bir depoya tahsis edilir. Böylece belirli bir müşteri sırası için her aracın rotası ve deposu belirlenebilir.
Araç Düzenleme Yöntemi-Geliştirilmiş Bölünmüş Algoritma
Bir araç düzenleme yöntemi önerildi. Bu yazıda geliştirildi, ardından FTMDVRP’de araç düzenlemek için kullanılabilir. Geliştirilmiş bölünmüş algoritma denir. Geliştirilmiş bölme algoritmasının rolü, verilen müşteri dizisini birkaç gruba bölmek ve ardından bu müşteri gruplarını her bir araca tahsis etmektir, böylece müşteri dizisinin verilmesi temelinde en iyi araç düzenlemesi çözümü bulunabilir.
Basit bir örneği takip etmek, geliştirilmiş bölme algoritmasını göstermektir. Örneğin 8 müşteriyi ele alalım. Verilen müşteri sırasının 6-8-7-4-3-5-2-1, onların talebi, aralarındaki mesafe ve onlardan depoya olan mesafe olduğunu varsayalım.
Araç kapasitesi w =15 ve araç sayısı m = 3 olsun. Problem aşağıdaki ağ grafiğine dönüştürülür: 0 noktaları depoyu, i=1,2 noktası, ,n müşteriyiP(i) temsil eder.
Daha sonra grafiğin aynı müşteri dizisinin m sütunu vardır. 0 noktasından başlayın, eğer müşteri p(1),p(2),…, p(j)’nin toplam talepleri w’den küçük veya eşitse, 0 noktası ile j noktası arasına bir yay ekleyin,itslengthistotaldistanceofrouting0 →p(1)→p(2)→…→p(j).
Ardından, yaylarla gösterilen ilk sütundaki i noktasından başlayın. Müşterinin P(i+1),P(i+2), ,P(j) toplam talepleri w’den küçük veya eşitse, birinci sütundaki i noktası ile ikinci sütundaki j noktası arasına bir yay ekleyin sütun, uzunluğu yönlendirmenin toplam mesafesidir 0→P(i+1)→P(i+2)→ →P(j), bu kural izlenerek, koşulları karşılayan tüm yaylar çizilene kadar.
Önceki sütunun son noktası yaylarla işaret ediliyorsa, önceki sütundaki son nokta ile geçerli sütundaki son nokta arasına bir yay ekleyin. Uzunluğu 0’dır.
En kısa toplam süre ile VRP’den farklıdır. Yönlü grafik, 0 noktasından toplam yay uzunluğunun en uzun olduğu son noktaya kadar olan rotayı hesaplamak için kullanılmaz. Ancak uzunluğu en uzun olan yayı küçültmek için kullanılır.
İlk izole nokta silinir. İkinci adımda en uzun yay silinir ve ardından yeni bir grafik elde edilir. İkinci adım, yeni grafikte 0 noktasından 1 noktasına giden yol kalmayana kadar tekrarlanır. Şimdi önceki grafikteki grafikte bulunan 0 noktasından 1 noktasına giden rota en uygun rotadır. Silinen önceki yayın uzunluğu bitiş zamanıdır.
Grafikte görüldüğü gibi uzunluğu 85 veya 75 olan yaylar silinir. Yeni bir grafik elde edilebilir. Ve 0 noktasından 1 noktasına giden rota yeni grafikte mevcuttur. Böylece yeni grafikteki en uzun yay silinir. Ve 0 noktasından 1 noktasına giden rota bu yeni grafikte mevcut değil. Dolayısıyla önceki grafikte 0 noktasından 1 noktasına giden rota en uygun rotadır. En kısa bitiş süresi 65, en uygun rota 0-6-8, 0-7-4-3, 0-5-2-1’dir.
Güvenli link kontrol Index sorgulama Link kontrol etme Programı Link kontrol etme sitesi Link Yönlendirme URL denetleme aracı URL kontrol etme