Programmation Logique avec Contraintes et Ordonnancement

Programmation Logique avec Contraintes et Ordonnancement
Programmation Logique avec Contraintes
et Ordonnancement
Patrick ESQUIROL* — Pierre LOPEZ
Laboratoire d'Analyse et d'Architecture des Systèmes du C.N.R.S.
7, avenue du Colonel Roche
31077 Toulouse Cedex
* I.N.S.A. de Toulouse
Complexe Scientifique de Rangueil
31077 Toulouse Cedex
RÉSUMÉ .
Les problèmes combinatoires tels que les problèmes d'ordonnancement ont fait
l'objet de nombreux travaux en Recherche Opérationnelle, et ont donné lieu à l'utilisation de
méthodes de recherche arborescente, dont l'efficacité dépend notamment de l'exploitation
“intelligente” des contraintes définissant les solutions admissibles. Malgré la puissance et
l'élégance qu'offre la programmation logique au niveau de la représentation, les langages
impératifs lui ont souvent été préférés pour des raisons d'efficacité. A l'heure actuelle, on
constate un intérêt grandissant pour la programmation logique avec contraintes, dotant la
programmation logique de mécanismes puissants d'interprétation de contraintes
arithmétiques et symboliques. Après avoir rappelé les fondements théoriques de ces
mécanismes, dont certains sont issus de travaux en Intelligence Artificielle, nous essayons de
cerner les avantages réels de l'application de cette nouvelle technologie aux problèmes
d'ordonnancement.
ABSTRACT.
Combinatorial problems such as scheduling have been the target of many works in
the field of Operations Research, and led to develop tree-search methods, whose efficiency
strongly depends on an “intelligent” processing of the constraints that define the feasibility
of the solutions. Although logic programming is a powerfull and elegant support for the
representation of such problems, classic imperative languages have been preferred for
efficiency considerations. Today constraint logic programming seems more attractive since it
extends logic programming with efficient mechanisms, managing symbolic and numeric
constraints. Once presented the theoretical bases of such mechanisms, this paper attempts to
delimit the real advantages of applying this new technology for the solving of scheduling
problems.
MOTS-CLÉS
: problèmes de satisfaction de contraintes, programmation logique avec
contraintes, ordonnancement.
KEY-WORDS : Constraint Satisfaction Problems, Constraint Logic Programming, Scheduling.
1
1. Introduction
Un grand nombre de problèmes pratiques abordés d’abord en Recherche
Opérationnelle puis en Intelligence Artificielle [LAU 76, DIN 90], (e.g.,
ordonnancement, affectation de ressources, découpe de surfaces, vérification de
circuits logiques...) sont des problèmes combinatoires dont la résolution revient à
explorer un espace de recherche discret pour trouver un point satisfaisant un
ensemble de contraintes. Pour la plupart de ces problèmes, il n'existe pas
d'algorithme à la fois général et efficace pour les résoudre. Il sont donc souvent
abordés à l'aide de techniques de recherche arborescente qui reposent sur une
stratégie par tentatives et retour arrière.
La principale difficulté provient de la sémantique des contraintes. Celles-ci
expriment des connaissances de nature déclarative énonçant davantage des
relations que des dépendances fonctionnelles, ce qui ne facilite pas la conception
d'algorithmes en langage impératif. L'instanciation des variables intervenant dans
une contrainte n'obéit donc pas à un ordre connu a priori. De plus, les contraintes ne
peuvent être considérées indépendamment, de manière séquentielle de par le fort
couplage entre contraintes à travers les variables qu'elles partagent. Enfin la nature
disjonctive de certaines, notamment en ordonnancement [GOT 93], engendre des
discontinuités de l'espace des solutions rendant difficile sa formulation synthétique.
L’énumération exhaustive des valeurs permet de tester toutes les contraintes,
mais ceci n'est envisageable que pour des problèmes de très petite taille et dans le
cas de domaines finis. Face à cette combinatoire, la “décomposabilité” d'un
problème peut être une propriété à rechercher car elle permet de résoudre un
problème de grande taille à travers une suite de résolutions de problèmes de taille
réduite [LEV 94]. En outre, il peut exister plusieurs solutions admissibles qui ne
sont généralement pas totalement équivalentes. Les critères utilisés dans les
approches d'optimisation jouent alors un rôle de guide pour un choix ordonné des
variables et/ou de leurs valeurs.
On peut aussi avoir recours à des méthodes plus expérimentales, utilisant des
connaissances spécifiques au domaine considéré. On trouve souvent des stratégies
très efficaces dans les méthodes heuristiques [CAR 93], mais cette spécificité rend
les modèles peu réutilisables, notamment dans la perspective de la conception d’un
langage de programmation.
Sur le plan pratique, on trouve deux classes d'outils. Les outils généraux, e.g., la
programmation linéaire en nombres entiers, proposent une énonciation standard,
moyennant une réécriture qui a tendance à augmenter substantiellement la taille de
l'espace de recherche (augmentation du nombre de variables et/ou du nombre de
contraintes...) et qui abandonne certaines caractéristiques importantes du domaine
(existence d’heuristiques, de symétries...). Les outils dédiés, écrits à l'aide de
langages procéduraux, procurent une efficacité réelle mais posent essentiellement le
problème de leur réutilisabilité.
Il existe donc un besoin réel mais difficile à satisfaire : disposer d'un langage
suffisamment riche pour énoncer sans les déformer une classe large de problèmes
combinatoires, et suffisamment ouvert de manière à y intégrer des connaissances
spécifiques pouvant améliorer considérablement l'efficacité.
2
2. La programmation logique standard (PL)
En PL [CLO 81, COL 83, ACM 92], l’exécution d’un programme correspond au
déroulement d’un raisonnement logique contrôlé par un démonstrateur automatique.
En PL, contrairement à la programmation impérative, une distinction est faite entre
représentation (le programme) et traitement (l’exécution).
Le programmeur modélise le problème à l'aide d'un ensemble de relations de la
logique des prédicats du premier ordre, puis construit un ensemble d’énoncés sous
la forme de clauses de Horn. Dans le cas d’un graphe orienté, une relation arc(x,y)
symbolise l’arc orienté qui lie le sommet x au sommet y et une relation
chemin(x,y,c) permet de relier deux nœuds x (origine) et y (extrémité) par un
chemin c (liste des nœuds traversés pour aller de x en y, x et y compris). La
définition récursive d’un chemin donne lieu à deux clauses :
chemin(x,y,[x,y]) :- arc(x,y).
chemin(x,z,[x|L]) :- arc(x,y), chemin(y,z,L).
Le même programme peut servir à : (1) déterminer tous les chemins entre deux
nœuds donnés ; (2) construire tous les chemins partant d'un nœud donné ou (3)
arrivant en un nœud donné ; (4) générer l'ensemble des chemins du graphe ; (5)
donner tous les chemins de longueur donnée passant par un nœud particulier. On
qualifie de réversibles les programmes définissant des relations telles que la relation
chemin(x,y,c), pour lesquels le rôle d’entrée/sortie des arguments n’est pas figé.
Pour répondre à une question donnée, le langage applique le principe de
résolution (PR) [ROB 65] qui permet, à travers une démonstration par réfutation,
d'obtenir les valeurs des variables éventuellement présentes dans la question posée.
L'exécution d'un programme logique correspond à l'exploration d'un arbre de
dérivation dont la racine constitue la négation de la clause à démontrer et dont les
feuilles sont des clauses vides (cf. figure 1). Chaque branche est régie par un
algorithme d'unification qui génère l'ensemble minimal des substitutions nécessaires
à l'application du PR. Le choix des clauses devant être mises en relation lors des
différentes inférences est contrôlé par une stratégie d'exploration en profondeur
d'abord avec retour arrière chronologique. Par défaut, tous les points de choix sont
mémorisés ainsi que leur contexte (listes des variables locales et des substitutions)
pour assurer l'exhaustivité de la recherche.
Pour aborder la résolution de problèmes avec contraintes, la PL est un outil
intéressant.
Le caractère non-déterministe de la PL et sa sémantique déclarative permettent
de séparer la représentation d’un problème de sa résolution. De plus lorsqu’ils sont
réversibles, les programmes gagnent en généralité et en réutilisabilité. La proximité
conceptuelle de la stratégie de résolution et des techniques de recherche
arborescente dans les problèmes combinatoires facilitent également la conception
des programmes.
Toutefois, ces caractéristiques générales ne sauraient reléguer au second plan le
souci de l'efficacité des programmes. Dans la suite, nous expliquons pourquoi il est
nécessaire d'étendre la PL lorsqu'on envisage de traiter des problèmes dont la
3
résolution est soumise à un grand nombre de contraintes numériques et
symboliques.
3. La programmation logique avec contraintes (PLC)
Lors d’une exploration arborescente, le nombre d'échecs et la profondeur à
laquelle ils sont détectés déterminent fortement l'efficacité globale.
A titre d'exemple, le programme et l'arbre ci-dessous correspondent au problème
de la recherche de tous les couples de chiffres (x,y) parmi {1,2,3} tels que x<y. Les
branches menant aux solutions figurent en gras sur l’arbre.
?- chiffre(x), chiffre(y), x < y.
x=1
?- chiffre(y), x < y.
y=1 y=2
x=2
x=3
?- chiffre(y), x < y.
y=3
y=1 y=2
y=3
?- chiffre(y), x < y.
y=1
y=2
y=3
?-x < y. ?-x < y. ?-x < y. ?-x < y. ?-x < y. ?-x < y. ?-x < y. ?-x < y. ?-x < y.
échec
{x=1,
y=2}
{x=1, échec
y=3}
échec
{x=2, échec
y=3}
échec
échec
Figure 1. Arbre de dérivation Prolog
Sur 9 branches terminales, l'arbre de recherche comporte 6 échecs, alors que
ceux-ci auraient pu être anticipés, évitant ainsi une exploration inutile. En effet, les
domaines initiaux respectifs de x et de y comportent certaines valeurs incompatibles
avec l'inégalité stricte x<y, par exemple les valeurs x=3 ou y=1.
La mise en place d'un tel raisonnement au sein même du langage (et non par
programmation) implique qu'il puisse implicitement exploiter la contrainte x<y
avant toute instanciation des variables. Le problème vient donc du fait que la
relation “x<y” n'est pas interprétée comme une contrainte numérique mais comme
un simple test sur des variables nécessairement instanciées au préalable. Les tests
numériques ne sont d'ailleurs pas des primitives logiques et leur existence a permis
de ne pas cantonner Prolog au seul calcul symbolique mais d'en faire un véritable
langage de programmation.
Si la réduction initiale des domaines présente un caractère utile et nécessaire,
elle n’est pas suffisante : une contrainte peut ne devenir active qu'à partir d'une
certaine étape d'instanciation ; c'est le cas de la branche x=2. Dès que x est fixé à 2,
la contrainte x<y peut réduire le domaine de y à la valeur 3, ce qui permet d’éviter
l'exploration inutile des branches y=1 et y=2.
4
Ce type d'inférence n'est pas produit en PL car il exigerait de faire la différence
entre les variables non typées (prenant comme valeur un terme) et les variables
numériques (entières, rationnelles ou réelles). Le manque d'efficacité de la PL
standard pour la résolution des problèmes comportant des contraintes numériques
provient donc d'une utilisation passive des contraintes : les valeurs incompatibles
avec les contraintes ne sont éliminées que lors du retour arrière consécutif à un
échec (génère-et-teste), et non a priori (teste-et-génère).
Dans la suite, nous nous intéressons aux mécanismes d’inférence qui ont été
intégrés à la PL pour aboutir à la PLC. Nous présenterons un certain nombre de
définitions et de résultats théoriques importants obtenus dans le domaine des
problèmes de satisfaction de contraintes (PSC) et leur intégration dans la PLC à
travers le traitement des contraintes sur les variables à domaines finis. Des résultats
spécifiques sont également utilisables pour le traitement des contraintes sur les
booléens, pseudo-booléens, rationnels, réels, listes, arbres ou chaînes de caractères,
que nous ne pourrons que résumer dans cet article. Nous renvoyons le lecteur à
[BEN 93, JAF 94] pour un tour d'horizon des recherches actuelles en PLC et à
[TSA 93] pour une synthèse détaillée des PSC.
3.1. Les PSC sur les domaines finis
Un PSC peut être défini [WAL 72, MON 74, MAC 77] par un 3-uplet (V,D,C)
tel que :
• V est un ensemble de variables ; V = {V1, V2,..., Vn} ;
• D est un ensemble de domaines finis ; D = {D1, D2,..., Dn} où chaque domaine Di
est l'ensemble des valeurs de Vi ;
• C est un ensemble conjonctif de contraintes ; C = {C1, C2,..., Cm } où chaque
contrainte Ci est définie par :
- un sous-ensemble de variables var(Ci) = {Vi1, Vi2,..., Vin } ;
i
- une relation rel(Ci) = rel(Vi1, Vi2,..., Vin ) … Di1×Di2×...×Din .
i
i
Une solution est un n-uplet {v1, v2,..., vn} de valeurs (une par variable) tel que
pour chaque contrainte Ck , les valeurs associées aux variables var(Ck) assurent le
respect de Ck.
Sur ce modèle, on peut décliner plusieurs types de problèmes, de complexité
équivalente (NP-complets [GAR 79]), le problème de la satisfaction d'un ensemble
de contraintes sur des variables à domaine fini pouvant se ramener à celui de la
coloration d'un graphe :
• démontrer l'existence de solutions, trouver une (toutes les) solution(s) ;
• démontrer qu'une instanciation partielle des variables caractérise au moins
une (toutes les) solution(s) ;
• déterminer toutes les valeurs possibles d'une variable sur l'ensemble des
solutions ;
• trouver une (toutes les) solution(s) optimale(s).
5
3.2. Notion de consistance dans les PSC et propagation de contraintes
La consistance [FRE 78, FRE 82, DEC 92, TSA 93] est une propriété établie par
comparaison entre les valeurs d’une ou plusieurs variables et les valeurs autorisées
par les contraintes. Le retrait (filtrage) de valeurs ou de n-uplets de valeurs
inconsistants constitue un renforcement de cohérence ou propagation de
contraintes. Un filtrage complet permet en théorie d'obtenir une représentation
explicite de l'ensemble des solutions. L'absence de solution, ou inconsistance
globale, est détectée à l'issue d'un filtrage, s'il existe une variable Vi telle que
Di = ’.
Les algorithmes de filtrage [NAD 89] ont pour objet de transformer un CSP en
un nouveau CSP’ tel qu’un certain type de consistance soit vérifié. Ils se distinguent
selon l’arité des contraintes considérées :
- contraintes unaires
Un CSP est domaine-consistant si le domaine de chaque variable est cohérent
avec l’ensemble des contraintes unaires qui pèsent sur elle.
- contraintes binaires
• Un CSP est arc-consistant si le domaine de chaque variable est cohérent
avec l’ensemble des contraintes binaires qui pèsent sur elle. L'algorithme
AC4 proposé dans [MOH 86] est de complexité O(m×d2) avec m = nombre
de contraintes et d = taille maximale des domaines.
• Un CSP est chemin-consistant si tout couple de valeurs autorisé par une
contrainte liant 2 variables l’est aussi par tous les chemins de contraintes
liant ces variables. L’algorithme PC4 est en O(n 3 d 3 ) avec n = nombre de
variables [HAN 88].
La chemin-consistance est une condition plus forte que l'arc-consistance mais
ne constitue pas une condition suffisante de consistance globale, comme le
montre le problème de coloration de graphes de la figure 2, où il existe bien
des triplets de valeurs consistants, alors que le problème de coloration d'un
graphe complet de 4 sommets en 3 couleurs n'admet aucune solution.
&
{r,g,b}
&
{r,g,b}
&
{r,g,b}
&
&
&
{r,g,b}
Figure 2. Un PSC arc-consistant mais non chemin-consistant
- contraintes n-aires
Un CSP est k-consistant si toute instanciation localement consistante de k-1
variables, peut être étendue à toute instanciation localement consistante de k
variables.
6
En l’absence d’hypothèses particulières (e.g., contraintes numériques binaires
conjonctives), il n'existe pas d'algorithme polynomial pour vérifier la consistance
globale d'un réseau de contraintes quelconques. Il n'est donc pas possible
d'implanter un mécanisme général efficace dans un langage de PLC.
3.3. Les algorithmes d'instanciation progressive et de propagation
Lorsqu'aucune déduction ne permet de restreindre un domaine, la stratégie
d'instanciation consiste en une simple énumération des valeurs des variables, cellesci étant considérées dans un ordre arbitraire. L'application des règles de filtrage
données ci-dessous doit être envisagée dans un contexte dynamique, à partir d'un
état courant où certaines variables du problème ont déjà été instanciées, d'autres pas.
Le forward checking (FC) est une technique de renforcement de cohérence par
domaine-consistance. L'idée est d'exploiter plus efficacement les contraintes, en
particulier lorsqu'en cours de génération de solution, il ne subsiste dans une
contrainte qu'une seule variable non instanciée : toute valeur du domaine non
consistante avec les valeurs des variables déjà instanciées est alors retirée du
domaine.
Deux cas particuliers sont importants à l'issue d'un filtrage de ce type :
• si le domaine devient vide, la résolution nécessite un retour arrière ;
• si le domaine se réduit à une seule valeur, la variable prend automatiquement
cette valeur (variable figée).
Le look ahead (LA) est à la k-consistance ce que le FC est à la domaineconsistance. L'idée est de vérifier que toute valeur du domaine d'une variable encore
libre demeure consistante avec au moins une instanciation possible des variables
encore libres. Toute valeur telle qu'il est impossible de trouver une instanciation
consistante des variables encore libres, est écartée du domaine. Comme
précédemment, les mêmes actions sont réalisées dans le cas d'un domaine devenant
vide ou se réduisant à une seule valeur.
L'intégration des mécanismes type FC ou LA peut améliorer considérablement
l'efficacité globale d'une résolution par exploration et retour arrière chronologique,
en limitant le nombre d'échecs et la profondeur à laquelle ils sont découverts.
Cependant, un compromis doit être trouvé entre le gain obtenu par la diminution
de l'espace de recherche et l'effort (en temps et en mémoire) consenti à l'analyse. Par
exemple l’utilisation systématique du LA, meilleur que le FC en ce qui concerne
l'élagage de l'espace de recherche, n'est pas réaliste ; au contraire, elle doit être
contrôlée en évaluant la complexité à partir du nombre moyen de variables mises en
jeu, la taille moyenne des domaines et l'interdépendance des contraintes.
3.4. Les contraintes booléennes
De nombreux problèmes combinatoires donnent lieu à des modèles à variables
booléennes : analyse/synthèse de circuits logiques, problèmes de séquencement,
7
d'affectation ... Si le problème général de la résolution d'équations booléennes est lui
aussi NP-complet, il existe néanmoins différentes techniques de réécriture et
d'interprétation, exploitables pour une meilleure gestion des contraintes booléennes
en PLC.
Le traitement de contraintes booléennes pose d'abord le problème de
l'unification d'expressions booléennes [RUD 74, COL 86, DIN 87]. Il faut définir le
langage des expressions (constantes, variables, opérateurs) et l'interprétation de
l'égalité entre 2 expressions booléennes.
En PrologIII, l'énoncé de contraintes booléennes est défini par un langage
utilisant l'ensemble des opérateurs classiques. Les réponses sont fournies sous la
forme d'un système d'équations canonique, dont la forme peut dépendre de l'ordre
dans lequel les contraintes ont été considérées. La stratégie de résolution est la SLrésolution, saine et complète.
Le langage CHIP est basé sur une stratégie différente : la réécriture des
expressions d'une algèbre de Boole dans l'anneau booléen muni des opérateurs
logiques ou exclusif et et. L'intérêt est d'assurer l'existence d'un plus grand
unificateur unique, dont la détermination peut être réalisée par un algorithme
d'unification booléenne efficace [DIN 87, BUT 87].
Contrairement à PrologIII, CHIP ne retourne pas un système d'équations
booléennes lorsque le problème admet plusieurs solutions. Par contre, il donne bien
toutes les variables figées par la prise en compte des contraintes. Nous donnerons au
§5.2 un exemple d'application en ordonnancement.
3.5. Les contraintes sur les rationnels
Pour la satisfaction d'un ensemble de contraintes linéaires sur des variables
continues, l'algorithme repris en PLC est celui du Simplexe. Initialement orienté sur
la recherche d'une solution optimale, cet algorithme a subi certaines adaptations
autorisant le caractère incrémental de la résolution et la caractérisation symbolique
d'un ensemble de solutions.
La résolution donne lieu à deux types de réponses, soit l'échec, lorsque le
système de contraintes n'est pas satisfiable, soit une représentation symbolique de
l'ensemble des solutions (e.g., {y = 6x - 4z + 8, z >= 0}). Dans le cas d'une solution
unique (variables figées), la solution est une liste d'équations du type {Variable1=
valeur1, Variable2= valeur2, ...}.
PrologIII et CHIP utilisent une arithmétique sur les rationnels, qui peuvent être
représentés de manière exacte en machine (précision infinie), alors que la
représentation des réels en nombres flottants entraîne des erreurs d'arrondi.
CLP(R) utilise quant à lui une arithmétique sur les réels en notation flottante. Un
ensemble très complet de primitives permettant de poser des contraintes non
linéaires (e.g., Y = X*Z, Y= log(X) ), de constantes et de fonctions mathématiques a
permis à ce langage de se distinguer sur des problèmes du type analyse/synthèse de
circuits électriques analogiques, dans lesquels interviennent effectivement de
nombreuses contraintes linéaires et non linéaires. Il présente d’autre part des
fonctionnalités de “méta-programmation” ; il permet en particulier de traiter
8
symboliquement les termes et les contraintes arithmétiques grâce à une forme
codée, traitement qu’il n'est pas possible de réaliser élégamment en CHIP ou
PrologIII.
4. Les langages de PLC
Pour effectuer un bilan sur l'ensemble des possibilités offertes par ces langages,
nous nous restreindrons aux trois langages qui nous semblent les plus représentatifs
de la PLC : CHIP [DIN 88], PrologIII [COL 90] et CLP(R) [JAF 87].
4.1. Le fonctionnement de base des machines Prolog avec contraintes
L'état de la machine abstraite PrologIII peut être représenté par un triplet
(V,B,C) où :
- V est l'ensemble des variables auxquelles on s'intéresse ;
- B est la liste des buts à résoudre ; B = b0 b 1... bn ;
- C est le système de contraintes courant.
L'utilisation d'une règle du type :
s0 -> s1 s2 ... sm, c
où c désigne les contraintes attachées à l'utilisation de la règle, engendre le
nouvel état (V,B',C') tel que :
B' = s1 s2 ... sm b 1... bn et
C' = C F c F {b0=s0}.
Les contraintes propres à une clause sont placées à la suite des littéraux logiques.
Le langage se charge de l'ordre dans lequel elles doivent être interprétées compte
tenu des contraintes d'unification. En CHIP et en CLP(R), au contraire, les
contraintes ne sont pas différenciées des littéraux classiques.
4.2. Génération de solutions
4.2.1. Schéma général de résolution
La résolution d'un problème dont les variables sont soumises à des contraintes
obéit au schéma suivant :
1. Création des variables du problème et/ou pose des contraintes de domaine.
2. Pose des contraintes binaires ou n-aires.
3. Instanciation des variables.
4. Arrêt sur la première solution ou retour sur les points de choix laissés en 3
(éventuellement en 2 dans le cas de points de choix sur la pose de
contraintes).
L'ordre des étapes 2 et 3 est primordial dans l'optique d'une utilisation active des
contraintes. Bien que l'instanciation des variables soit non-déterministe, on peut
9
néanmoins agir sur l'ordre d'instanciation à deux niveaux : (1) stratégie de choix des
variables à instancier ; (2) stratégie de choix des valeurs pour une variable donnée.
Les primitives de choix des variables permettent d'appliquer le first-failprinciple [HAR 80]. Ce principe dit qu'il vaut mieux échouer le plus tôt possible
dans l'exploration de l'espace de recherche. En pratique, il faut sélectionner en
priorité les variables ayant le plus petit domaine et présentes dans le plus grand
nombre de contraintes. Cette sélection peut être assurée par le langage lui-même
moyennant des primitives adéquates.
Exemple (CHIP) : boucle d'instanciation d'une liste de variables à domaine fini.
labeling1([]).
labeling1([X|Y]) :delete(Var, [X|Y], Rest, 0, most_constrained),
indomain(Var),
labeling1(Rest).
Le prédicat “indomain(X)” de CHIP est un générateur de valeurs qui évite au
programmeur de spécifier explicitement le domaine de la variable, domaine qu'il
n'est pas certain de connaître au moment de l'instanciation, étant donné les
restrictions qu'ont pu opérer les contraintes. De même, le prédicat “enum(X)” de
PrologIII énumère toutes les constantes entières n telles que le système courant de
contraintes augmenté de la contrainte X=n soit globalement satisfait.
4.2.2. Optimisation
Les langages de PLC incluent des primitives permettant de trouver une solution
optimale à un problème de satisfaction de contraintes.
Dans le cas de problèmes à variables rationnelles (ou réelles), l'algorithme du
Simplexe permet de répondre au problème d'optimisation (à la condition que le
critère soit linéaire) grâce aux primitives du type “minimize(X)” (PrologIII) ou
“rmin(X)” (CHIP).
Pour les variables à domaines finis, la primitive “min_max” de CHIP permet de
rechercher toutes les solutions et conserve celle de plus petit coût. Lorsqu'il existe
un très grand nombre de solutions, la recherche peut être réduite selon quatre
critères dont le “réglage” ne peut être qu'expérimental : (1) une limite de temps
machine, (2) une borne supérieure et (3) inférieure du coût, (4) un pourcentage
d'amélioration.
4.2.3. Résolution incrémentale
Afin de conserver la flexibilité et la souplesse de la PL, on ne peut faire
l'hypothèse que toutes les contraintes sont connues à l'avance et posées en bloc. Au
contraire, la possibilité de déclarer les contraintes de manière modulaire, de les
intégrer progressivement, voire de les retirer (grâce à la pose de points de choix),
permet de mettre au point des stratégies de résolution plus évoluées.
10
Exemple. Le programme partiel suivant (en CHIP) correspond à une stratégie de
résolution d'un problème dans lequel il existe 2 niveaux de contraintes C1, C2, et 2
critères différents f1, f2. On désire utiliser le critère f2 si l'ensemble C1FC2 est
satisfiable, et le critère f1 si seulement C1 l'est.
resoudre(V) :creer_variables(V),
poser_C1(V),
suite_resoudre(V).
suite_resoudre(V) :- poser_C2(V), !, minimiser_f2(V).
suite_resoudre(V) :- minimiser_f1(V).
Le caractère incrémental de la résolution et la mémorisation automatique du
contexte résultant de la prise en compte de C1 évite une reprise de la résolution
depuis le début lorsque C2 n’est pas satisfiable.
On peut imaginer d'autres types de stratégies, comme par exemple la pose
conditionnelle de contraintes de plus en plus restrictives à partir d'une observation
de l'effet de ces contraintes sur le domaine des variables, au fur et à mesure de leur
pose. De telles stratégies sont intéressantes lorsque les contraintes peuvent être
hiérarchisées. En effet, la pose de contraintes s'arrête dès que l'ensemble courant
n'est plus satisfiable, et le système restaure le dernier état précédant l'échec. La
solution représente alors un état dans lequel les contraintes les plus “importantes”
ont été prises en compte, les contraintes “responsables” de l'échec, moins
importantes, ont le plus de raisons d'être remises en cause, notamment dans l'optique
d'une résolution interactive des problèmes [ESQ 93a, HUG 94].
4.3. Types de contraintes gérées par les langages de PLC
Les types de contraintes sont résumés dans le tableau suivant.
PrologIII
CHIP
CLP(R)
Arbres
Chaînes
+++
(infinis)
+
(finis)
+
(finis)
+++
+
-
Booléens
Rationnels
Flottants
Entiers
+
Domaines
Finis
-
+++
+++
+
+
+
+++
+++
+++
+
+++
+
-
-
-
+++
+
: gestion active des contraintes sur ces types de variables
: types de variables autorisés
: types de variables non autorisés
Figure 3. Contraintes couvertes par les langages de PLC
Le langage CHIP apparaît comme celui qui couvre le plus de types de
contraintes. Il est capable de propager activement des contraintes sur des variables à
11
domaine fini (notamment les entiers), avec la possibilité de gérer des ensembles
discontinus (e.g., X :: [1,2,3, 7,8,9]). Cette propagation est néanmoins incomplète
pour des contraintes n-aires (n * 3) du fait du caractère local du FC (cf. §3.3). Dans
le cas de contraintes linéaires, la complétude passe par une modélisation en
variables rationnelles (dans ce domaine CHIP et PrologIII sont équivalents).
Mais ce jugement doit être relativisé. En effet, la modélisation d’un problème
concret fait souvent intervenir des contraintes liées à des variables de types
différents (modèles à variables mixtes). S’il existe plusieurs paradigmes de
résolution de contraintes au sein d'un même langage, la propagation de contraintes
entre différents modèles est relativement limitée. Certaines faiblesses actuelles
seront données en conclusion (cf. §4.5).
4.4. Retardement de contraintes
Toutes les contraintes n’ont pas un effet immédiat dès leur pose ; certaines
nécessitent une instanciation partielle des variables pour devenir actives. Pour
pouvoir poser des contraintes sans qu’elles soient immédiatement évaluées, on peut
utiliser un mécanisme de retardement de buts. Ceci correspond à une
programmation dirigée par les données et ne remet pas en cause pour autant le
schéma général présenté au §4.2.1. Les littéraux retardés sont réveillés et placés
dans la liste des buts courants dès que les conditions d'interprétation sont réunies.
Exemple 1 (CLP(R)) :
• Z = X*Y est retardée jusqu'à ce que l'une au moins des 2 variables à droite de
l'égalité soit instanciée.
• Z = pow(X,Y) est retardée jusqu'à ce que :
X et Y soient instanciées (=> Z est évaluable), ou
X et Z soient instanciées (=> Y est évaluable), ou
X = 1 (=> Z = 1), ou Y = 0 (=> Z = 1), ou Y = 1 (=> Z = X).
Le principe est mis en œuvre par un mécanisme de co-routining [DIN 88, HEN
89]. De ce fait, il peut y avoir une incohérence dans le système de contraintes à une
étape donnée, celle-ci n'étant détectée que lors du réveil des contraintes retardées, ce
qui présente un inconvénient certain sur le plan de l'efficacité (utilisation passive
des contraintes).
L’exemple suivant montre que le retardement de contraintes est un mécanisme
délicat, et qu'il est très important de maîtriser les spécificités du langage dans ce
domaine.
Exemple 2 (PrologIII) :
>{U::N, 0<N<1};
La définition incohérente d’un arbre U de taille N comprise entre 0 et 1 (!) n'est
pas détectée car la variable N est libre au moment de la pose de ces contraintes.
12
Il existe deux modes de retardement de contraintes, implicite et explicite. Le
premier correspond au cas où le langage prend en charge le retardement, après avoir
détecté l'impossibilité d'exploiter immédiatement la contrainte (cf. exemple 1). Le
deuxième met en œuvre des primitives dédiées comme :
• freeze(x, but(A1,A2,...,An))
(PrologIII)
but(...) n'est évalué que lorsque x est instancié.
• delay but(A1,A2,...,An)
(CHIP)
but(...) n'est évalué que lorsque les arguments (A1, A2,..., An) vérifient certaines
conditions d’instanciation (complète ou partielle).
• touched(but,X,Info,Type_ev)
(CHIP)
L’apparition d’un événement modifiant le domaine fini de X
(augmentation/diminution de la borne minimum/maximum, retrait d’une valeur
interne) engendre l’exécution immédiate de but(X,Info).
• une primitive de propagation conditionnelle
(CHIP) :
if <condition> then <but1> else <but2>
dont le fonctionnement est le suivant :
- si <condition> est satisfiable pour toutes les valeurs des variables, alors <but1>
est posé ;
- si <condition> n'est pas satisfiable pour toutes les valeurs des variables, alors
<but2> est posé ;
- sinon <condition> est systématiquement réévalué à chaque modification du
domaine des variables impliquées dans <condition>.
4.5. Conclusion
Les langages de PLC ne permettent pas à l’heure actuelle de modéliser
directement un problème faisant intervenir des contraintes mélangeant plusieurs
types de variables, ce qui crée un certain cloisonnement entre les différents systèmes
de traitement de contraintes. Par exemple, une expression hétérogène comme
“B=(x<y)”, qui associe un booléen B à l'évaluation d'une inégalité arithmétique,
n’est pas autorisée. En règle générale, l’intégration de telles expressions oblige à
programmer explicitement des relations de passage entre les différents systèmes de
variables et de contraintes. Mais les contraintes qu’elles représentent sont alors
utilisées de manière passive. Signalons des travaux récents [BOC 93] sur le
traitement de contraintes pseudo-booléennes.
D’autre part, la relation qui lie un rationnel à son entier immédiatement inférieur
ne peut pas être une contrainte. Une telle contrainte permettrait de propager
implicitement toute actualisation des bornes d'un domaine d'une variable sur le
domaine de l'autre. Pour résoudre ce problème, le co-routining n'est même pas
utilisable ; en CHIP, on peut en effet propager l'actualisation du domaine d'un entier
vers un rationnel (“touched/4”), mais pas le contraire.
On ne peut donc pas faire de propagation de contraintes d'un système de
contraintes à un autre, ce qui diminue les possibilités d’une représentation naturelle.
13
Ainsi, pour un problème donné, il est préférable de s'orienter vers le langage le
plus adapté au domaine de variables du problème considéré, même s'il couvre moins
de domaines que le langage concurrent.
5. Application aux problèmes d'ordonnancement
L'organisation du travail dans un système de production ou dans un grand projet
nécessite une décomposition du travail relativement aux ressources disponibles pour
son exécution. Le produit de cette décomposition conduit à définir un ensemble de
tâches, chaque tâche représentant une unité de travail élémentaire, caractérisée par
une durée et un ensemble de ressources nécessaires à son exécution. Le problème
d'ordonnancement naît de cette décomposition : étant donné un ensemble de tâches
élémentaires et un ensemble de ressources dont la disponibilité est limitée, il est
nécessaire d'organiser l'exécution des tâches dans le temps en respectant des
contraintes variées telles que :
• les contraintes de cohérence technologique (gammes, contraintes logiques
d'enchaînement...) ;
• les contraintes de ressources : elles expriment une disponibilité limitée des
ressources, en nombre, en intensité ou en énergie [LOP 92] ;
• les contraintes de localisation temporelle : elles résultent de l'existence
d'objectifs globaux de réalisation, tels que des dates limites de début au plus tôt ou
de fin au plus tard, ou tels qu'une durée totale limitée.
Compte tenu des différents paradigmes de résolution utilisés dans les langages
de PLC, nous nous sommes limités à deux grandes classes de problèmes pour
lesquels une approche par la PLC peut apporter une aide :
- les problèmes pour lesquels il s'agit de déterminer des dates d'exécution,
généralement les dates de début ;
- les problèmes pour lesquels il s'agit de trouver un séquencement des tâches sur
chaque ressource.
Remarque. Un autre classe de problème concerne la planification de quantités à
produire sur un horizon discrétisé en périodes de durée connue, en respectant les
délais et quantités commandées, et la disponibilité limitée des ressources sur chaque
période. Une modélisation par flots est souvent proposée pour résoudre ce type de
problèmes et les équations de conservation de la matière sont linéaires [THI 93].
D’autres exemples d’application de la PLC à certains problèmes de gestion du
temps et des ressources peuvent être avantageusement consultés dans [BAP 92, BOI
95, LEG 92, WAL 94].
Glossaire.
Pour une tâche i :
Si
Fi
Di
Bi
B i-
date de début de i
date de fin de i
durée de i
borne temporelle de i (S i ou Fi)
borne inférieure de Bi
14
B i+
Xij
borne supérieure de Bi
variable booléenne (vraie si i précède j)
5.1. Problèmes de dates
C'est le cas des problèmes de gestion de projets, ou d'ordonnancement d'atelier.
La décomposition du travail en tâches s'y exprime à travers des contraintes de
localisation temporelle relative entre deux tâches.
D'autre part, la définition de dates limites d'exécution (e.g., fin d'un projet, délais
d’approvisionnement, de livraison...) impose des contraintes de localisation
temporelle absolue des tâches.
5.1.1. Contraintes de localisation temporelle relative et absolue
La majorité des contraintes de localisation temporelle relative peut s'exprimer à
travers une ou plusieurs inégalités entre des dates, du type : Bj - Bi * aij , où Bi et Bj
représentent des bornes temporelles caractéristiques des tâches i et j (dates de début
et/ou de fin), et aij une durée égale à la distance temporelle minimale (positive ou
négative) entre ces bornes. Ces contraintes temporelles peuvent se représenter sous
la forme d'un graphe potentiels-tâches ou potentiels-étapes [DIB 70, ROY 70, ELM
77, ELM 92] ou d’un graphe potentiels-bornes [ESQ 93b], permettant de prendre en
compte des durées variables et des contraintes sur ces durées.
Les contraintes de localisation absolue peuvent également se traduire par des
inégalités du même type à condition d'instancier une des deux bornes par un instant
de référence :
B i * Bi‹
B i - 0 * BiB i ) Bi+
‹
0 - Bi * -Bi+
Traditionnellement, l'application d'algorithmes de recherche des plus longs
chemins entre deux sommets permet de caractériser de manière nécessaire et
suffisante l'ensemble des solutions. Cette caractérisation est de complexité
acceptable (O(n 3 ) si n est le nombre de tâches) [PAP 82, DEC 91]. Elle est
directement réalisable par un langage de PLC tel que CHIP, et l'exemple du
traitement d'un problème PERT est souvent utilisé par les concepteurs [DIN 90]. Le
squelette d'un programme CHIP permettant de calculer les fenêtres temporelles
d'exécution d'un ensemble de tâches avec contraintes de localisation absolue ou
relative des tâches est le suivant :
trouver_fenetres(Liste_des_dates_de_debut_Si) :% pose des contraintes de localisation absolue
Si :: Smin..Smax,
...
% pose des contraintes de localisation relative
Sj #>= Si + Di,
...
% éventuellement minimisation de la date de fin de l'ensemble des tâches
minval(Sprojet).
minval(S) :- domain_info(S, Min, _,_,_,_), S = Min.
15
Pour des problèmes dont les tâches ont des durées connues, le programme
précédent permet de trouver les fenêtres temporelles associées aux dates de début
des tâches sur l'ensemble des solutions admissibles.
En revanche, lorsque les durées ne sont pas connues, cette caractérisation est
incomplète car les contraintes font intervenir 3 variables (début, durée, fin) et la
consistance globale n'est plus assurée par les mécanismes de propagation sur les
domaines finis. La seule alternative est d'adopter une modélisation en nombres
rationnels.
L'exemple ci-dessous permet de modéliser un graphe de contraintes temporelles
dont les sommets sont les dates de début et les dates de fin d'un ensemble de tâches,
et dont les arcs correspondent à une contrainte de distance entre deux dates. Un tel
graphe, muni d'un sommet origine des temps permet de déterminer de manière
complète les valeurs minimales des distances entre tout couple de dates.
Exemple (PrologIII) :
/* Le graphe initial, déclaré par la clause graphe0(G0), est modélisé par une liste
d'arcs du type : <origine, extrémité, valuation>. Chaque noeud (origine ou
extrémité) est de l'un des trois types :
(1) <org, 0> ;
(2) <deb(i), x> où x est la variable date de début d’une tâche i ;
(3) <fin(i), y> où y est la variable date de fin de i.
On pose la contrainte : y-x * d, d étant une constante positive ou négative.
Le graphe courant G reprend la même structure que G0 à la différence que
chaque valuation est une variable dont on cherche la valeur minimale après avoir
posé et propagé les contraintes de G0.
Le programme principal (top) consiste à lire le graphe initial, lancer la
propagation, et retourner les valeurs minimales des arcs. */
top ->
graphe0(G0)
propa_graphe(G0, G)
affiche(G).
graphe0([arc1, arc2, ...]) ->;
propa_graphe([], []) ->;
propa_graphe([<<n_i, i>, <n_j, j>, d0> | G0], [<<n_i, i>, <n_j, j>, d> | G]) ->
propa_graphe(G0, G)
minimum(j - i, d),
{j - i >= d0};
affiche([]) ->;
affiche([A_rc | Liste_d_arcs]) ->
outl(A_rc)
affiche(Liste_d_arcs);
L’exemple suivant permet de poser les contraintes de gamme dans un problème
de job-shop. Un ensemble de travaux doivent être exécutés sur un ensemble de
16
machines. Chaque travail est constitué d’un ensemble de tâches ordonnées et
réalisées sur des machines différentes. On considère chaque travail successivement.
Pour chaque tâche d’un travail, on crée une variable domaine de début et on pose les
contraintes qui constituent la séquence de tâches au sein du travail.
Exemple (CHIP) :
travail([S1|S],[D1|D],Max) :S1 :: 0..Max,
pose_precede([S1|S],[D1|D],Max).
pose_precede([Sn],[Dn],Max) :Sn + Dn #<= Max.
pose_precede([S1,S2|S],[D1,D2|D],Max) :S2 :: 0..Max,
S1 + D1 #<= S2,
pose_precede([S2|S],[D2|D],Max).
5.1.2. Contraintes de disjonction
Les problèmes d'ordonnancement à ressources non partageables définissent les
problèmes d'ordonnancement disjonctifs. Une modélisation par graphe nonconjonctif [ERS 79, BAR 88] est alors possible mais il n'existe pas d'algorithmes de
complexité acceptable permettant comme dans le cas précédent de caractériser de
manière nécessaire et suffisante l'ensemble des solutions. On ne peut donc attendre
de la PLC qu'une gestion passive de ces contraintes, au sens où les domaines des
variables ne peuvent être réduits a priori par les contraintes.
Une contrainte disjonctive entre deux tâches t1 et t2 peut s'exprimer sous la
forme d'une disjonction d'inégalités du type :
(S2 - F1 * 0)  (S1 - F2 * 0)
où "" représente la disjonction logique. Elle traduit le fait que l'une des deux
tâches doit précéder l'autre. Dans le cas où les durées sont connues, la contrainte
s'exprime :
(S2 - S1 * D1)  (S1 - S2 * D2).
5.1.2.1. Modélisation par un point de choix
C'est la solution la plus directe (mais aussi la plus inefficace) pour traduire une
telle contrainte, la disjonction en Prolog étant naturellement représentée par
l'existence de 2 clauses définissant la même relation.
Exemple (CHIP) :
disjonction1(S1,S2,D1,D2) :- S2 #>= S1 + D1.
disjonction1(S1,S2,D1,D2) :- S1 #>= S2 + D2.
L'inconvénient majeur de cette solution est de créer, pour n tâches en conflit, un
espace de recherche de taille exponentielle en n. Les feuilles de l'arbre généré par la
17
pose de l'ensemble des contraintes disjonctives représentent une solution
séquentielle du problème et il est possible d'obtenir les marges temporelles
associées à une séquence donnée avant toute instanciation des dates de début. La
figure 4 représente les réductions éventuelles de domaine temporel d'une tâche
(fenêtre) après passage par un point de choix.
i
i
j
i précède j
j
j précède i
i
i
j
j
Figure 4. Réduction des fenêtres après un point de choix lié à une disjonction
L'ordre de pose des contraintes proposé dans les exemples est en général statique
et imposé par une boucle d'énumération des couples possibles. L'efficacité peut être
augmentée en remplaçant cet ordre statique par un ordre plus dynamique qui forme
en priorité les couples de tâches dont les fenêtres temporelles se chevauchent le
moins (principe du first-fail). La complexité d'une telle procédure ne garantit pas au
bout du compte une amélioration très nette de l'efficacité étant donnée les nombreux
tests de comparaison qu'exige le reclassement dynamique des tâches avant chaque
pose de contrainte disjonctive.
5.1.2.2. Modélisation par propagation conditionnelle
L’utilisation de la primitive de propagation conditionnelle de CHIP, présentée au
§4.4, permet de s’affranchir de la pose d’un point de choix, en retardant l'activation
des contraintes disjonctives tant que les domaines des variables ne permettent pas de
trancher pour l'une des deux configurations. La modélisation est la suivante :
disjonction2(S1,S2,D1,D2) :if S1 #< S2+D2 then S2 #>= S1 + D1,
if S2 #< S1+D1 then S1 #>= S2 + D2.
5.1.2.3. Autre type d’inférence
La prise en compte de contraintes disjonctives, que ce soit par pose de points de
choix ou par propagation conditionnelle ne réduit que les bornes extrêmes des
domaines des variables (2B-consistance [LHO 93, FAR 94]). Il existe cependant des
cas où les contraintes de disjonction pourraient opérer des réductions de domaine a
priori, sans pose de point de choix, et sans attendre qu'une des deux alternatives de
séquencement soit impossible, comme l’illustre la figure 5.
18
Domaine que i ne peut entièrement recouvrir, sans chevaucher j
i
j
Domaine que j ne peut entièrement recouvrir, sans chevaucher i
Figure 5. Réduction interne de domaines
L'interdiction de valeurs au sein d'un domaine, amène à créer des “trous” dans
les domaines, information plus riche que la seule actualisation des bornes. En CHIP,
ce type d'inférence peut être réalisée grâce à l'utilisation de la primitive
“cumulative”, que nous détaillons plus loin (§5.1.4), ou directement par une
proposition présentée et démontrée dans [LOP 95] dont la programmation est
donnée ci-dessous. Celle-ci utilise le prédicat “notin/3” qui permet de supprimer des
valeurs au sein du domaine d’une variable. D’autre part, ce programme n’engendre
qu’une manipulation passive des contraintes ; il sera donc intéressant de poser un
mécanisme de “démon” afin de le rendre dynamique.
arc_consistance(S1,S2,D1,D2) :D is D1 + D2,
if S2 #< S2 + D
then trou(S1,S2,D1,D2),
if S1 #< S1 + D
then trou(S2,S1,D2,D1).
trou(S1,S2,D1,D2) :domain_info(S2,S2min,S2max,_,_,_),
Min is S2max - D1 + 1,
Max is S2min + D2 - 1,
notin(S1,Min,Max).
5.1.3. Ensembles non postérieurs / non antérieurs
La contrainte de disjonction peut déduire des conclusions fortes pour le
séquencement global. En pratique cependant, cette règle peut ne pas être très active
lorsque les durées opératoires sont petites par rapport aux fenêtres temporelles. Il
peut alors être plus intéressant d’étudier les positions extrêmes d’une tâche par
rapport à un groupe de tâches [ESQ 87, CAR 88]. On examine ainsi si une tâche
peut être exécutée avant ou après un sous-ensemble donné de tâches. Par exemple,
si A ne peut pas être placée avant B et C, elle doit être placée au moins après B ou
C. Le sous-ensemble {B,C} est un ensemble non-postérieur à A.
Le programme ci-dessous, implémenté en CHIP, permet de déterminer les
ensembles non-postérieurs et non-antérieurs maximaux d’une tâche et d’actualiser le
domaine de la date de début de cette tâche. Il utilise le mécanisme de propagation
conditionnelle et les prédicats “minimum/2” et “maximum/2” qui permettent de
calculer les extrémités temporelles d’un ensemble de tâches.
19
non_posterieur(Si,Di,T) :duree_T(T,Sigma),
liste_fins(T,L_fins),
minimum(Fin_min,L_fins),
maximum(Fin_max,L_fins),
D is Di + Sigma,
if Fin_max #< Si + D
then Si #>= Fin_min.
non_anterieur(Si,Di,T) :duree_T(T,Sigma),
liste_debuts(T,L_debuts),
minimum(Debut_min,L_debuts),
maximum(Debut_max,L_debuts),
if Si #< Debut_min + Sigma
then Si + Di #<= Debut_max.
5.1.4. Contraintes cumulatives
Les limitations sur la disponibilité des ressources induit des contraintes
cumulatives. Ces contraintes interdisent l'exécution simultanée d'un nombre de
tâches tel que l'intensité totale d'utilisation de la ressource dépasse l'intensité
maximale de la ressource. Il s'en suit un séquencement partiel des tâches, moins fort
que le séquencement total imposé par les contraintes disjonctives. A titre d'exemple,
un problème de 4 tâches nécessitant toutes une ressource disponible en deux
exemplaires est un problème à contraintes cumulatives : tout sous-ensemble de trois
tâches doit contenir au moins deux tâches ordonnées. Les problèmes de découpe de
pièces sur un format de taille limitée représentent également une version “spatiale”
de problèmes d'ordonnancement à contraintes cumulatives [ESQ 93a, CHA 94].
Le langage CHIP est le premier langage de PLC ayant été doté d'une primitive
dédiée au traitement des contraintes cumulatives. Cette primitive réalise une
interprétation active mais limitée des contraintes de ce type. L'utilisation de cette
contrainte n'est pas facile étant donné le nombre impressionnant d'options qui sont
proposées (“cumulative/8”). Toutefois, en dehors de toute approche d'optimisation,
elle permet de resserrer les domaines des dates de début, en créant éventuellement
des trous dans les domaines.
Les différents arguments qui composent la contrainte cumulative sont
respectivement, des listes : (S) de dates de début des tâches, (D) de durées des
tâches, (R) de quantités de ressource consommée, (F) de dates de fin des tâches, (E)
de surfaces des tâches ; (Q) une capacité de ressource ; (Fin) une durée totale
d’ordonnancement ; une valeur intermédiaire. La plupart des arguments peuvent
prendre des valeurs entières ou s’inscrire dans des domaines finis. Une
caractéristique originale de cette primitive concerne l’argument représentant les
surfaces des tâches. Cette surface, ou énergie, est une grandeur agrégée qui permet
de raisonner simultanément sur le temps et les ressources. Son calcul est issu du
produit de la quantité de ressource requise par une tâche par sa durée. Elle permet
d’asseoir certains raisonnements à un niveau plus élevé d’abstraction, lorsqu’on ne
connaît pas de manière précise les caractéristiques de réalisation, e.g., la durée des
tâches. Cette notion sert de base à une méthode de propagation de contraintes
mettant en jeu des bilans énergétiques [LOP 92].
Les exemples suivants [COS 93] illustrent l’utilisation de la contrainte
cumulative. Dans le premier exemple, les durées des tâches sont connues et on
cherche à minimiser la durée totale de l’ordonnancement. Dans le second, les durées
20
ne sont pas connues et on cherche à minimiser la surface au dessus d’une valeur
moyenne d’utilisation de ressource fixée à 2.
Prédicats communs aux 2 exemples.
definition(S,F,R,Fin,Q,SurfInt) :S=[S1,S2,S3], F=[F1,F2,F3], R=[1,2,2],
S :: 1..10, F :: 1..10, Q :: 1..3,
[Fin,SurfInt] :: 1..10.
labeling2([]).
labeling2([X|L]) :indomain(X),
labeling2(L).
Exemple 1 : durées connues, minimisation de la durée de l’ordonnancement.
top(S,F,Fin,Q,SurfInt) :definition(S,F,R,Fin,Q,SurfInt),
D=[4,2,3],
cumulative(S,D,R,F,unused,Q,Fin,[2,SurfInt]),
min_max(labeling2(S),Fin).
?- top(S,F,Fin,Q,SurfInt).
S=[1,1,3]
Fin=6
F=[5,3,6]
Q=3
SurfInt=4
Exemple 2 : durées non connues, minimisation de la surface intermédiaire.
top(S,F,Fin,Q,SurfInt) :definition(S,F,R,Fin,Q,SurfInt),
D=[D1,D2,D3],
E=[4,4,6],
D :: 1..10,
cumulative(S,D,R,F,E,Q,Fin,[2,SurfInt]),
min_max(labeling2(S),SurfInt).
?- top(S,F,Fin,Q,SurfInt).
S=[1,4,6]
Fin=9
F=[5,6,9]
Q=3
SurfInt=1
Dans [AGG 92], les auteurs présentent certaines applications de la contrainte
cumulative à des problèmes de placement, d’ordonnancement de projet ou encore de
job-shop. Pour ce dernier cas, ils utilisent une procédure du type “labeling1”, un
prédicat semblable à “pose_precede”, et la contrainte cumulative dans laquelle la
consommation de ressource des tâches est équivalente à une liste de 1. Des résultats
expérimentaux, en particulier sur le fameux problème 10×10×10, montrent qu’il est
21
possible d’obtenir des résultats intéressants (une solution à 1088 en 1 s, la solution
optimale en 25 mn sur SPARC-IPC 12MB) et ceci par une programmation simple
mettant en jeu la contrainte cumulative.
On constate toutefois (voir exemple 3) qu'en l'absence de toute génération, les
déductions engendrées par la pose de la contrainte cumulative de CHIP dépendent
de l'ordre dans lequel les variables sont passées en arguments, sans qu'aucune
indication visant à tirer parti de cet ordre ne soit fournie dans le manuel d'utilisation.
Exemple 3 :
/* Trois tâches requièrent chacune une unité d’une ressource disponible en deux
exemplaires. La troisième tâche est bloquée dans sa fenêtre temporelle ; le problème
devrait donc se réduire à un problème disjonctif sur les deux premières tâches. Le
résultat fournit bien toute l’information sur le début de la deuxième tâche, alors que
des dates interdites sont conservées dans le domaine de la première. */
incompletude_cumulative([T1,T2,T3]) :T1 :: 0..3, T2 :: 0..6, T3 = 0,
cumulative([T1,T2,T3],[6,3,11],[1,1,1],unused,unused,2,unused,unused).
?- incompletude_cumulative(L).
L = [T1 in {0..3}, T2 in {0,6}, 0]
/* On s’aperçoit même que le domaine de T1 peut être modifié si la durée de T3
change, ce qui ne devrait avoir aucune sorte d’influence sur les autres tâches... */
5.2. Problèmes de séquencement
Dans ce qui précède, le séquencement de tâches est traduit implicitement par des
contraintes d'inégalités entre dates de début des tâches. Un autre modèle, utilisant
une variable booléenne par couple de tâches en disjonction, permet de traiter
symboliquement les problèmes à contraintes disjonctives.
Soit O un ensemble de tâches tels que toute paire de tâche soit nécessairement
ordonnée. On peut modéliser le problème du séquencement absolu des tâches par un
ensemble de n(n-1)/2 variables booléennes (une par couple de tâches ordonnées
lexicographiquement) :
™(i, j) D O2 / i<j, Xij = 1 (vrai) si i précède j, Xij = 0 (faux) si j précède i.
L'intérêt d'un tel modèle est d'abord la représentation de contraintes basées sur la
relation symbolique de succession, du type :
1. ensemble non antérieur : e.g., l'expression X12  X13  X 14 impose à la
tâche T1 d'être située avant T2 ou T3 ou T4 ;
2. ensemble non postérieur ;
3. ensemble non intercalable : entre deux tâches i et j on ne peut pas insérer
simultanément toutes les tâches d'un ensemble donné ;
22
4. couplage entre 2 relations de succession ; la contrainte “i précède j ou k
précède l” peut se réécrire : Xij  Xkl.
Exemple.
3
A
3
B
4
C
0
5
10
12
16
Figure 6. Trois tâches en disjonction
Sur cet exemple, une recherche d'ensembles non antérieurs et non postérieurs
fournit les résultats suivants :
{A,B} est non postérieur de C (on ne peut pas placer C avant A et B) ;
{B,C} est non antérieur de A (on ne peut pas placer A après B et C).
Exprimées à l'aide de variables booléennes ces relations conduisent à :
(X AC  X BC ) Ž (X AB  X AC )
C
B
C
= X A Ž (X A  X B )
soit en CHIP (en rajoutant la relation de transitivité) :
?- (Xac!Xbc) & (Xab!Xac) & ((Xab & Xbc) => Xac) &= 1.
Xac = 1
Ce traitement révèle une relation de précédence entre A et C, nouvelle contrainte
qui peut améliorer l'efficacité d'une procédure de résolution.
Pour mettre en place ce type d'inférence symbolique il faut associer à chaque
couple de tâches une variable booléenne, e.g., en modifiant disjonction2 (cf.5.1.2.2).
disjonction3(S1,D1,S2,D2,X12) :if S1 #< S2 + D2
then precede(S1,S2,D1,X12),
if S2 #< S1 + D1
then precede(S2,S1,D2,X21),
X21 &= not(X12).
precede(Si,Sj,Di,1) :- Sj #>= Si + Di.
Les contraintes ci-dessus sont des cas particuliers de contraintes plus générales
exprimables sous forme d'expressions booléennes bâties sur la relation de
précédence entre deux tâches. On peut trouver de telles contraintes dans la
formulation initiale des problèmes ; on peut également rechercher certaines formes
de contraintes à partir d'une analyse sous contraintes, en particulier celles qui
23
autorisent une actualisation des fenêtres d'exécution des tâches dans le but de
caractériser les solutions admissibles [ERS 76]. Une précaution doit cependant être
prise lors du traitement symbolique de ces contraintes ; la transitivité de la relation
de précédence doit être posée explicitement pour tout triplet de variables
booléennes, ce qui alourdit de manière non négligeable le système de contraintes.
5.3. Discussion
Dans le cas disjonctif, la caractérisation des solutions admissibles d'un problème
d'ordonnancement peut faire intervenir à la fois des contraintes numériques
(temporelles) et symboliques (de séquencement). Pour chacun de ces cas, on a
montré l’adéquation d’un modèle à variables entières ou à variables booléennes.
A l’heure actuelle cependant, il n'existe pas de moyen élégant de lier les
inférences réalisées sur le domaine des variables entières et les variables
booléennes, du fait de l'impossibilité de construire des expressions mélangeant ces
deux types de variables dans les langages de PLC (cf. §4.5). Si la propagation de
contraintes peut s'effectuer depuis le système de dates vers le système booléen grâce
à une propagation conditionnelle, on ne peut en revanche, associer de “démons” aux
variables booléennes dans le but d'effectuer la propagation dans l'autre sens.
6. Conclusion
La PL offre un cadre à la fois rigoureux et souple pour la représentation des
problèmes combinatoires dont la résolution nécessite le parcours non-déterministe
d'un espace de recherche. Par sa sémantique déclarative et la puissance de la logique
du premier ordre, elle procure lisibilité, concision et flexibilité aux programmes. Par
contre la stratégie de résolution s'avère très inefficace étant donné la faiblesse des
contraintes d'unification comme seul mécanisme de propagation de contraintes,
comparés aux règles spécifiques existant sur les variables typées, comme les
domaines finis, entiers, réels ou encore rationnels. D'autre part le retour arrière
chronologique en cas d'échec reflète une utilisation passive des contraintes.
Augmentée de règles d'inférence spécifiques au traitement de contraintes sur des
variables typées, la PLC devient beaucoup plus intéressante pour la représentation et
la résolution de ces mêmes problèmes, notamment les problèmes d'ordonnancement.
Cependant les différents paradigmes de résolution sont encore relativement
cloisonnés et il n'existe pas encore de langage complet capable de faire interagir les
mécanismes de propagation de contraintes sur des domaines différents, ce qui
permettrait d'aborder des problèmes dont la modélisation nécessite plusieurs types
de variables.
Au contraire, certains langages se spécialisent dans la résolution de problèmes
très spécifiques, privilégiant le point de vue de l'optimisation au détriment de la
caractérisation de la consistance des solutions et de la standardisation de la PLC,
standardisation dont l'absence a longtemps nuit (et nuit encore) au langage Prolog
lui-même. Le but est clair : concurrencer les outils spécialisés, ce qui entre en
contradiction avec les buts originaux de la PLC qui étaient la formalisation et
l'intégration de mécanismes généraux de propagation de contraintes. De plus, le
fonctionnement des primitives les plus évoluées n'est pas clairement expliqué
24
(concurrence oblige) et leur utilisation passe par une syntaxe relativement
contraignante, ce qui ne facilite pas leur appropriation par les programmeurs.
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Biographies
Patrick ESQUIROL a obtenu sa thèse de Doctorat de l’Université Paul Sabatier en 1987. Il a
ensuite rejoint une société de services en informatique industrielle pour développer plusieurs
projets dans les domaines de l’ordonnancement et des systèmes à base de connaissances.
Depuis 1989, il est maître de conférences au Département de Génie Electrique de l’Institut
National des Sciences Appliquées de Toulouse, où il enseigne l’algorithmique, la
programmation et l’intelligence artificielle. Il effectue sa recherche dans le groupe Systèmes
de Production du Laboratoire d’Analyse et d’Architecture des Systèmes du C.N.R.S. à
Toulouse. Ses travaux portent sur l’étude des mécanismes d’analyse et de propagation de
contraintes et la conception de logiciels coopératifs pour les problèmes de gestion du temps
et des ressources.
Email : esquirol@laas.fr
Pierre LOPEZ a obtenu sa thèse de Doctorat de l’Université Paul Sabatier en 1991. Depuis
1992, il est chargé de recherche au CNRS dans le groupe Systèmes de Production du
Laboratoire d’Analyse et d’Architecture des Systèmes du C.N.R.S. à Toulouse. Chargé de
cours au Département de Génie Electrique de l’Institut National des Sciences Appliquées de
Toulouse, il enseigne la théorie des graphes, l’ordonnancement et la simulation des systèmes
à événements discrets. Ses travaux de recherche concernent l’analyse et la propagation de
contraintes, en particulier les contraintes énergétiques, les techniques de décomposition des
problèmes d’ordonnancement et la conception de systèmes coopératifs pour les problèmes de
gestion du temps et des ressources.
Email : lopez@laas.fr
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