JPH0883181A - シチュエーション認識システムにおける完了シーケンスとエラーシーケンスの検出方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【課題】 所与の「シチュエーション」を完全に満たす
事象シーケンスである「完全」シーケンス、及びどんな
事象も満たすことができない「エラー」シーケンスを早
期に検出することを可能にし、既知のシステムのヒスト
リー化に関する不都合及びメモリの混雑を防ぐ。 【解決手段】 新しい事象が発生した日付でカレントデ
ートを更新し、時間的制約と新しいカレントデートとの
関連で記憶されているそれぞれの事象について、まだ記
録されていない事象の発生可能性のある日付間のインタ
ーバルを更新し、エラーシーケンスと呼ばれるインター
バルの一つが空のすべての事象シーケンスを検出し、こ
の新しい事象を加えて新しい事象シーケンスを作り、完
了シーケンスを検出し、新しい事象が起るたびにそれぞ
れのシチュエーションに対して起す事象シーケンスを更
新する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、シチュエーション
認識システムにおけるエラーシーケンスの検出方法に関
する。このようなシステムの目的は、知識ベースの１組
の事象の経時変化を監視し制御できるシチュエーション
ごとのプログラミングを時間に関して推論することであ
る。

【０００２】ある処理について連続的にリアルタイムで
推論するように設計された現在の産業機器は、観察され
る処理の展開の中で重要な事象を識別し、事象間の時間
的関係を考慮に入れ、それを基に結果を出すことが必要
であるようなケースにはうまく適応できない。

【０００３】この種の機器には、あとに来る事象を過去
との関係で分析し、そのため大量の情報のヒストリー化
を強いられるものもある。このような時間的な処理は場
合によっては十分であるが、事象のシーケンスをリアル
タイムで認識したり、時間的制約を満たすかどうか知る
必要がある場合には不十分である。

【０００４】一定時間内に繰り返しテストを行うことで
事象の検出ができるようになっているシステムもある。
このアプローチの弱点は、そのテストが、時間的な制約
で定められた期間を過ぎた後に行われる可能性もあると
いうことである。これでは、そのようなシステムの全体
の効率を悪くすることは避けられない。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、所与
の「シチュエーション」を完全に満たす事象シーケンス
である「完全」シーケンスと、特に、どんな事象も満た
すことができない「エラー」シーケンスを早期に検出す
ることを可能にすることにより、既知のシステムのヒス
トリー化の欠陥およびメモリの占有を防ぐことである。
一度そのようなシーケンスが検出されると、自動的に必
要な処理が行われ、シーケンスは強制終了され、それに
よって、占有されていたメモリが開放されオペレーティ
ングシステムがフリーになる。

【０００６】

【課題を解決するための手段】本発明の目的は、事象の
リストとこれらの事象を結合する時間的制約とからなる
少なくとも一つのシチュエーションを備え、このシチュ
エーションに関して、シチュエーションの中で待機する
事象のリストとそれぞれの事象が発生しうる日付のイン
ターバルとを含む事象シーケンスがメモリ内に作られ、
前記インターバルは最初は、］−∞、＋∞［に等しく、
絶対時間とは異なるシステム内のカレントデートを表わ
す内部クロックを管理する、シチュエーション認識シス
テムにおけるエラーシーケンスの検出方法において、新
しい事象が発生した日付でカレントデートを更新する第
１ステップと、時間的制約と新しいカレントデートとの
関連で、記憶されているそれぞれの事象について、まだ
記録されていない事象の発生可能性のある日付間のイン
ターバルを更新する第２ステップと、エラーシーケンス
と呼ばれるインターバルの一つが空のすべての事象シー
ケンスを検出する第３ステップと、この新しい事象を加
えて新しい事象シーケンスを作る第４ステップと、完了
シーケンスを検出する第５ステップとからなり、新しい
事象が発生するたびにそれぞれのシチュエーションごと
に事象シーケンスを更新することを特徴とする、シチュ
エーション認識システムにおけるエラーシーケンスの検
出方法によって達成される。

【０００７】本発明による方法での実行のもう一つの利
点は、シーケンスが「エラー」シーケンスであると検出
された場合は、その事象シーケンスによって占有されて
いたメモリが開放されることである。同様に、起りうる
別のケースでは、シーケンスが「完了」シーケンスとし
て検出された場合もその事象シーケンスによって占有さ
れていたメモリが開放される。

【０００８】本発明による方法のもう一つの特徴は、待
たされている事象の認識に該当する新しい事象シーケン
スの作成は「認識」と呼ばれるファンクションをコール
し、このファンクションはこれらの事象シーケンスに対
応したシチュエーションに関係している。同様に完了シ
ーケンスの検出もしくは「エラー」シーケンスの検出
は、「完了」と呼ばれるファンクションもしくは「エラ
ー」と呼ばれるファンクションをそれぞれコールし、こ
れらのファンクションは事象シーケンスに対応するシチ
ュエーションと関連している。この利点は、登録された
事象とシチュエーションの進展の関連で、プロセス制御
システムがほかのアクションを始められる点である。例
えば、このようにして、オペレーターにシナリオの良好
な展開を知らせたり、正しい警告のメッセージを送るこ
とができる。

【０００９】本発明の方法では、「エラー」と呼ばれる
ファンクションは検出されたエラーシーケンスがほかの
いかなる事象シーケンスにも含まれない場合しかコール
されない。この方法で多くのメッセージが誤って発せら
れるのを減らすことができます。

【００１０】記録が遅れる可能性があるとわかっている
事象の管理を可能にするために、シチュエーションを構
成しているそれぞれの事象に対して遅延に関しての正の
値が設定されうる。この遅延の変数は時間的な長さの形
で事象の発生表示の遅れを表わす。

【００１１】また、本発明に従った方法のもう一つのケ
ースとしては、タイムアウトの日付を計算する第６のス
テップが処理の第３と第４のステップの間に加えられる
場合が挙げられる。タイムアウト日付とは、もしシーケ
ンスが待っている事象がこの日付前に起こらなければ少
なくとも一つの事象シーケンスが失敗に終わる最も近い
日付である。このタイムアウト日付は、それぞれの事象
シーケンスが待っている事象の起こる可能性のある日付
のインターバルの上限の最小値として計算される。

【００１２】このもう一つのケースの特徴としては、新
しい事象が起こるたびに、その新しい要素の発生日がタ
イムアウト日付の後であるかぎり、第１ステップはカレ
ントデートがタイムアウト日付によって入れ替えられる
ステップにとって代わられ、第２、第３、そして第６の
ステップが実行されることである。

【００１３】本発明による方法の同じくもう一つのケー
スとしては、シチュエーションの定義は、それぞれのシ
チュエーションについて、一つの時系列のグラフの発生
を伴い、そのグラフによって事象と時間的制約の視覚化
ができ、それらがグラフィカルなオブジェクトと弧の助
けを借りて関連づけされることである。グラフィカルな
オブジェクトは事象、弧は時間的制約をそれぞれ示す。
また、それぞれの属性として事象に付けられたそれを代
表する名前、時間的制約のインターバルがついている。
そして待機する異なる事象間の時間的制約によって形成
された軌道の確認もこのグラフでできる。

【００１４】本発明の特徴と利点は添付の図を参照し、
以下の説明によってより明快になる。

【００１５】

【実施例】物理的過程や化学反応、あるいは大部分の製
造処理を伴うほかの現象の理論のモデリングの努力は、
処理の完全な自動化を決定するのに充分な程、完全で正
確なモデルを作るまでには至っていない。たとえば、溶
鉱炉の中で起こるあらゆる種類の現象は治金のプロセス
の制御を可能にするにはあまりに複雑で様々すぎる。

【００１６】ＭＭＨＦ（溶鉱炉の数値モデル）のような
ある種のモデルはできているが、まだ部分的で、誤作動
の場合に特に起こる混乱が起こるや否や、不均衡が生じ
てしばしば理論的計算が無効になる。処理の制御は職人
が彼等の長年の経験によって積み上げた能力に依存して
いるということが以上の事実よりわかる。

【００１７】近年の専門家の分析は、方程式には到達せ
ずに、より一般的で抽象的でより不特定のルールの集ま
りに到達するという意味において「ナイーヴ」な物理学
のスタイルでデータを収集しようとしている。プロセス
制御のオンラインシステムの鍵は処理を実行し、できる
だけ早く現象を検出し、それらの空間的時間的な関係を
分析でき、そして展開を追って行く段階で計測されたサ
インをもとにすばやく推論できる能力にある。

【００１８】「シチュエーション」によるプログラミン
グのコンセプトはガラブ（Ｇｈａｌｌａｂ）等がその著
述（［Managing Efficiently Temporal Relations thro
ughIndexed Spanning Trees」、１９８９年デトロイ
ト、ＩＪＣＡＩ会報１１号、ページ１２９７−１３０
３）によって紹介しているが、このコンセプトは直線的
な時間的推論の理論の表現の問題に対するプログラミン
グでの解決方法を打ち立てている。この種のプログラミ
ングは「シチュエーション」や「事象シーケンス」とい
ったいくつかのコンセプトに基づいており、それらのコ
ンセプトは一歩進んだ表現となっている。このコンセプ
トに発するアルゴリズムのパフォーマンスは如実に同時
に扱われるシーケンスの数に依っており、エラーシーケ
ンスの早期発見が結果的に競争しあうシーケンスの数を
減らすことになる点に注目すべきである。

【００１９】一つの「シチュエーション」は点として存
在する事象の集まりと時間的制約を関係づける一つのシ
ナリオの形で定議される。言うまでもなく、事象は長さ
がなく、即時的である。それぞれの事象の発生に日付が
添加され、その日付は事象発生日と呼ばれる。

【００２０】時間的制約は二つの事象間の「前」関係を
示す。この関係は二つの事象の発生日の間の最小遅延と
最大遅延を表わす一つの時間的インターバルによって数
値化しうる。

【００２１】一つの「シチュエーション」は時系列グラ
フによって簡単に表現しうる。グラフによって「シチュ
エーション」のフレーム内で待機している一連の事象の
関係を明快な形で視覚化できる。このようなグラフは、
次のようなルールに従い、ノードと弧の集まりで描かれ
る。

【００２２】それぞれのノードは一つの事象を表わす。

【００２３】一つの弧は二つのノードを結び付ける時間
的な関係を表わす。

【００２４】ノード「Ａ」から出ている弧の集まりはタ
イプ「Ａ」の事象発生後に待ち出した事象のつながりを
示す。

【００２５】ノード「Ｂ」に入ろうとしている弧の集ま
りは事象「Ｂ」の発生前の事象のつながりを示す。

【００２６】図１ａはこのような時間を表わすグラフを
示し、次のルールに述べられた「シチュエーション」を
描いており、そのルールは、溶鉱炉の制御にありうるア
プリケーションから引き出されている。

【００２７】「縁石（Ｍａｒｇｅｌｌｅ）の温度上昇が
列Ｒと母線Ｇ上であれば、０から５分後には側板（Ｓｔ
ａｖｅ）の温度上昇と一個の耐熱煉瓦（Ｒｅｆｒａｃｔ
ａｉｒｅ）の温度上昇が同じ列Ｒと同じ母線Ｇまで起こ
る。」ノード１１は最初の現象の表われで、続いて事象
ｅ１をコールし、これがこのシチュエーションを始める
こととなる。ここでは一個のマージェルの列Ｒと母線Ｇ
への温度上昇が問題となる。ノード１２と１３はこのシ
チュエーションのフレーム内で待機する事象ｅ２とｅ３
を表わすが、これはそれぞれ同じ列と同じ母線までのス
ターヴの温度上昇と一個のレフラクテールの温度上昇を
表わす。これらのノードはこれらの事象を結ぶ時間的制
約を示す弧１５と１６で結び付けられている。前述のル
ールによって規定された最小遅延と最大遅延のインター
バルはこれらの弧に対してラベルの形で示される。

【００２８】図１ｂはＫＯＯＬと呼ばれる知的表現用言
語を拡大利用したもので表わした、このシチュエーショ
ンの定義の一例である。このシチュエーションは「ｖｅ
ｒｉｆｉｅｒＨａｕｓｓｅＴｅｍｐ」と名付けられ、そ
れぞれ「ＨａｕｓｓｅＴｅｍｐＭａｒｇｅｌｌｅ」，
「ＨａｕｓｓｅＴｅｍｐＳｔａｖｅ」「ＨａｕｓｓｅＴ
ｅｍｐＲｅｆｒａｃｔａｉｒｅ」と呼ばれるｅ１、ｅ
２、ｅ３の３つの事象と２つの制約ｃ１、ｃ２、そして
「完了」シーケンスもしくは「エラー」シーケンスの認
識の際にそれぞれコールされる２つのファンクション
「ＷｈｅｎＲｅｃｏｇｎｉｚｅｄ」、「ＷｈｅｎＡｂｏ
ｒｔｅｄ」からなる。

【００２９】「事象シーケンス」とはシチュエーション
を完全もしくは部分的に満たす一連の事象の発生を表わ
したもので、メモリ上ではデータストラクチャーの形で
存在する。この事象シーケンスは時間的制約やシチュエ
ーションによって設定された事象の命令を守らなければ
ならない。代表的な２つの事象シーケンスは「完了」シ
ーケンスと「エラー」シーケンスに分けられる。

【００３０】あるシーケンスが完全にシチュエーション
を満たすとき、つまり、シチュエーションの記述で予見
された全ての事象が、しかも、それらの事象が関係する
時間的制約によって強要された遅延の後に起こった時、
このシーケンスは「完了」シーケンスと呼ばれる。

【００３１】シーケンスのうち、「シチュエーション」
を完全には満たさないものは「部分」シーケンスと呼
ぶ。ほかのどんなシーケンスも含むことができないよう
な時の「最大」シーケンスという概念もある。

【００３２】シチュエーションを完全に満たすために、
いかなる事象の発生もそのシーケンスを完全にすること
ができない時、部分的で最大であるシーケンスは「エラ
ー」シーケンスと呼ばれる。あるシーケンスをエラーシ
ーケンスにするために最大シーケンスに強制的にするこ
とは多くの誤った警告を減らすために役にたつ。という
のは、所与のシチュエーションに関する最も多くの数の
情報を持つシーケンスのみが、たとえば、コンソールに
メッセージを出すといったようなアクションを起こさせ
るのであり、シチュエーションが含むシーケンスのそれ
ぞれが出せるのではないのである。

【００３３】図１ａを例にとってみる。事象ｅ１が日付
ｔに起こったとすると、描かれているシチュエーション
に該当する事象シーケンスは事象ｅ２とｅ３がインター
バル［ｔ、ｔ＋１５］の後に起こった場合のみしか完了
しない。２つの事象ｅ２とｅ３のどちらか１つが日付ｔ
＋１５を過ぎても起こらない場合はこのシーケンスは
「エラー」シーケンスとして認識される。

【００３４】図２は期間中に記録され、日付ｔ＝４０の
グラフに置き換えられた一連の事象の発生を表わしてい
る。前述のシチュエーションのとおり、「完了」シーケ
ンスＳ_c ｛（ｅ１、５）；（ｅ２、１０）；（ｅ３、１
５）｝と「エラー」シーケンスＳ_e ｛（ｅ１、２０）；
（ｅ２、３０）｝が検出されているが、これはそれぞれ
ｔ＝１５、ｔ＝３５の時である。事実、日付ｔ＝１５で
事象ｅ３はシーケンスＳ_c を完了したばかりで、Ｓ_c は
ｅ１の発生で日付ｔ＝１５で始まり、ｅ２の発生で日付
ｔ＝１０で始まっている。逆にｅ１の発生で日付ｔ＝２
０に始まったシーケンスは日付ｔ＝３５の前までにｅ２
とｅ３の事象の発生を見ていない。時間的制約［０、１
５］は、日付ｔ＝２０＋１５＝３５が過ぎた時点で断ち
切れているので、このシーケンスは「エラー」シーケン
スとして宣言される。

【００３５】時間的推論の処理は時間を測ることができ
るに違いない。シチュエーション認識のシステムは絶対
時間から独立して動く内部クロックを利用する。このク
ロックは新しい事象の発生に際して、知識ベースに記録
された時間に関する情報との関連で動く。カレントデー
トは最も最近に登録された日付として定義される。

【００３６】絶対時間と異なる内部クロックの動きによ
って、結果として、同時に複数の事象を発生させること
が可能となり、シチュエーション認識システムがシュミ
レートされた時間を用いてか、もしくは実際の事象に対
して遅らせて稼働することが可能になる。たとえば、カ
レントデートが１０分単位で動くとしても、実際に１０
分が過ぎた後しか動かないのではなく、内部クロックの
更新機能がこの時計の動きを起こすのであり、これによ
り登録された日付の情報に従い、数秒後でも、数時間後
にでも起こることができるのである。

【００３７】一度、ある日付が登録されると、この方法
は記憶されたシーケンスのために時間の進行の結果を推
論し、エラーとなるシーケンスを検出する。このような
処理ではそれゆえ「時間を遡る」ことは不可能である。
所与の事象に対する合図を運ぶ理由で、もしくはその合
図の処理に時間がかかると言った理由からクロノロジカ
ルではないやり方での事象の管理を可能にするためには
「遅延期間」の概念の導入が必要となる。

【００３８】ある事象に関連した「遅延期間」はその該
当する「シチュエーション」の定義の際に持ち込まれな
ければならない。これは時間の長さと、事象に関連した
時間的制約を確かめるための事象発生の記録の際に許容
できる遅れとを表わす正の値である。図１ａの例におい
て、事象ｅ２の発生の許可された遅れとして１０分の
「遅延期間」を定義したとすると、システムはｅ１の発
生後２５分間ｅ２の発生を待ち、その後、「エラー」シ
ーケンスを宣言する（しかしながら条件として、ｅ３が
ｅ１の発生後１５分後に起こるとする。） 本発明の処理が図３ａから図３ｃまでのプロパゲーショ
ンのアルゴリズムに描かれている。これらは以下に続く
活字化に関するルールとともに多くの記号を用いる。

【００３９】Ｎは時系列グラフのノード（事象を表わ
す）の数を表わす。

【００４０】これらのノードは１からＮまで続き、それ
らの数字で呼ばれる。

【００４１】Ｉ（ｉ→ｊ）はインターバルの形でノード
ｉとｊ間の時間的制約を示す。

【００４２】Δ（ｉ）はインターバル［０、Δ（ｉ）］
を表わし、Δ（ｉ）でｉに関連した遅延期間という意味
になる。

【００４３】ｄ（ｉ、Ｓ）はｉの発生日を表わし、シー
ケンスＳで記録される。もしｄ（ｉ、Ｓ）が存在する場
合にはｉはＳで処理されたことを意味する。

【００４４】Ｄ（ｉ、Ｓ）はインターバルの形でシーケ
ンスＳの事象ｉの発生可能な日付を表わす。

【００４５】２つのインターバルＩとＪは以下の数式１
で示される。

【００４６】

【数１】

【００４７】新しい事象の記録の際等に、シーケンスが
エラーとなったクロノロジカルな順でエラーシーケンス
を検出するために時間内でスキップしたときは、デッド
タイム（ｄｅａｄｔｉｍｅ）と呼ばれるグローバル変数
が定義されるが、これはシーケンスがエラーになるよう
な、カレントデートよりも必ず大きな日付のうちで最も
小さい日付を意味する。この変数は＋∞で初期化され
る。この変数の計算は、シーケンスがエラーとなりそう
な中間の日付を通ってカレントデートから新しい日付ま
での連続的で小刻みのスキップをループの中で実現可能
にする。

【００４８】当処理は知識ベースに記録された新しい情
報の２つのモードのプロパゲーションに基づいている。
まず、事象のプロパゲーションで、これは、部分的な事
象シーケンスの更新と完了シーケンスの確認を可能にす
る。次はカレントデートのプロパゲーションでエラーシ
ーケンスの確認を可能にする。

【００４９】事象発生時には、その事象を待っていたシ
ーケンスはコピーされる。コピーして新しくできた方は
新しい事象を取り込み、関連するシチュエーションの記
述に定義された次の事象を待ち始める。もとのシーケン
スはエラーになるまで、その事象がもう一度発生するの
を待つ。

【００５０】まず、Ｍという最初の空のシーケンスが存
在し、以下の数式２のようになる。

【００５１】

【数２】

【００５２】発生日がｔの事象ｉが発生するたびに、処
理は図３ａのステップ３１を始める。ステップ３３は、
カレントデートから事象ｉの発生日ｔまでのプロパゲー
ションとエラーシーケンスの検出を行う。続く手順をも
う少し詳しく描く。

【００５３】ステップ３５で全ての部分シーケンスを検
出するループが始まる。ステップ３７では現在の部分シ
ーケンスＳが起こった事象ｉに関連しているか検出す
る。これを行うには、ｉはＳによって待たれている事象
かどうか、時間的制約によって定義された事象が起こり
うる日付のインターバルＤ（ｉ、Ｓ）に事象ｉの発生日
が入っているかどうか、そして、この事象のいかなる発
生も同じ日付ｔで既に記録されていないかどうか（これ
はｄ（ｉ、Ｓ）がまだ手をつけられていないかどうか確
認するに等しい。）を確かめる。もしこのテストがネガ
ティヴであればステップ５９に進み、そこで検出ルーチ
ンが終わる。

【００５４】反対に事象ｉがテストの条件を満たせば処
理はステップ３９に進み、そこで現在の部分シーケンス
Ｓがメモリ内でコピーされる。事象ｉの発生はＳのコピ
ーであるＳ’に取り込まれ、同時に値ｔでｄ（ｉ、
Ｓ’）が処理され、インターバルＤ（ｉ、Ｓ’）が
［ｔ、ｔ］に戻される。

【００５５】その次には、ステップ４１で、ＳとＳ’に
関連したシチュエーションによっては、事象ｉが起こる
前に発生が待たれていて未登録の事象ｊが存在するか決
定する必要がある。これはノードｊの存在テストでわか
り、そうであれば、ｊをｉにつなぐ時間的制約はインタ
ーバル［０、＋∞］に含まれる。このステップはそして
最大と非最大のシーケンスの決定に進む。実際、もし答
えがポジティヴであれば、それはそのような事象ｊに対
して遅延を許可しており、そしてそのシーケンスは最大
ではないことを示している。ボーレン標識は、「真」も
しくは「偽」の値を取ることができ、シーケンスを構成
する情報と一緒に記録されているが、この標識はこの事
実を説明するためにステップ４３で「偽」となる。これ
は、このようなｊが存在しない場合、シチュエーション
の定義で予定された順番に従い、事象ｉは待たされてお
り、それゆえ、既に存在しないＳを犠牲にして、シーケ
ンスＳ’は最大であることをまさしく意味する。これは
ステップ４５で示されるとおり、Ｓ’へボーレン標識の
「真」が、そしてＳに「偽」が与えられることによって
示される。この標識は同様にステップ４７でＳ’の中に
含まれる全ての別のシーケンスＳ”に対しても「偽」が
充てられる。

【００５６】次のステップはステップ４９で、分岐点で
あり、Ｓ’を完了させるにおよんで、他の事象が待って
いるか確かめるステップである。もしそうであれば、待
機する事象が関連する時間的制約がステップ５１で減ら
される。つまり、Ｓ’の、まだ手がつけられていないノ
ードｊのそれぞれに対して、インターバルＤ（ｊ、
Ｓ’）は、今のインターバルＤ（ｊ、Ｓ’）と、Ｄ
（ｉ、Ｓ’）+ Ｉ（ｉ→ｊ）の計算を実行して得られる
インターバルの交わりまで減らされるのである。インタ
ーバルＤ（ｉ、Ｓ’）はステップ３９にて［ｔ、ｔ］に
初期化されているので、この計算は事象ｉの発生日ｔか
らｉとｊをつなぐ時間的制約Ｉ（ｉ→ｊ）をプロパゲー
ションすることになる。

【００５７】次のステップ５３はグローバル変数のデッ
ドタイム（ｄｅａｄｔｉｍｅ）を再更新するが、これ
は、カレントデートのプロパゲーションに使われる。シ
ーケンスがエラーとなりそうな日付に最も近い日は、ま
だ待機している全ての事象の起こりうる可能性のあるイ
ンターバルの上限で最小値に該当する。

【００５８】この値が再計算されると、残りはステップ
３５から始まったループの終のステップであるステップ
５９である。もしまだ処理されていない他の部分シーケ
ンスＳが存在すれば、つぎの部分シーケンスとともにス
テップ３７からループを行う。

【００５９】ステップ４９で、シーケンスＳ’について
他のどんな事象ももう待っていないと分かれば、ここ
で、「完了」シーケンスということになり、ステップ５
５から５７で記述されているとおり、シーケンスＳ’に
よって占有されていたメモリ領域が開放され、関連する
シチュエーションの「ＷｈｅｎＲｅｃｏｇｎｉｚｅｄ」
のファンクションがコールされる。このファンクション
は実行されている処理に関連した他のアクションにとり
かかるか、もしくは単に、オペレーターに対してターミ
ナル上にメッセージを出すこともできる。

【００６０】ステップ５９に到着すると、まだ処理すべ
き部分シーケンスが残っていれば、ステップ３７に戻っ
てループが繰り返されるか、もしくは事象の次の発生を
待って終了する。

【００６１】ステップ３３のカレントデートのプロパゲ
ーションは、渡された日付で内部クロックを更新し、
「エラー」シーケンスを検出するように導かれるファン
クションによって実現されるが、そのプロパゲーション
はこれより図３ｂを参考に詳しく述べられる。このプロ
パゲーションはステップ７１から始まり、ステップ７１
では渡された日付ｔが内部のカレントデートより後かど
うか確かめられる。もしそうでなければ、このファンク
ションは終了し、ステップ３５へ戻ることになる。

【００６２】反対の場合、更新が必要で、まず、ステッ
プ７５にてシーケンスがエラーとなる日付（デッドタイ
ムという変数で表現される）に最も近い日付が、この日
付ｔの前かどうかチェックする。もしそうであれば、ス
テップ７９に行き、そこでデッドタイムの後の最初の任
意の日付であるｄｅａｄｔｉｍｅ＋１の日付にカレント
デートをスキップさせる。そうでなければ、ステップ７
７でカレントデートを日付ｔで更新する。この原理は、
ループによって、日付ｔでカレントデートを更新し、同
時に、途中の日付でエラーになったかもしれない「エラ
ー」シーケンスをクロノロジカルな順に確実に検出する
ことを可能にする。

【００６３】時間の進行が、日付ｔに向かって、連続的
なスキップであれ、直接であれ、次のステップ８１でグ
ローバル変数デッドタイムは＋∞に再初期化される。次
にステップ８３にて全ての部分シーケンスＳについて最
初のループが始まる。ステップ８５にてそれぞれの部分
シーケンスＳのまだ手をつけられていないノードｊにつ
いて２番目のループが始まる。そして、ステップ８７に
てこのノードｊの起こりうる日付のインターバルＤ
（ｊ、Ｓ）が減少させられるが、この減少は、このノー
ドの現在のインターバルと］カレントデート、＋∞［に
よって定義されるインターバルの交わりまでであり、後
者のインターバルからはこのノードについて定義された
遅延Δ（ｊ）が引かれている。この作業は許された遅延
を考慮に入れつつ、下限からインターバルＤ（ｊ、Ｓ）
を減らしていくことにある。

【００６４】ステップ８９では、このインターバルＤ
（ｊ、Ｓ）が空かどうかチェックされる。そうであれ
ば、ノードｊに関する制約が断ち切られるシーケンスが
問題となり、これは、ステップ９１にて破壊されること
ができる。このステップの詳細は図３ｃに表わされてい
る。ステップ１１１ではボーレン標識を使ったテストを
利用して、現在のシーケンスＳが最大であるかチェック
する。最大の場合には、「エラー」シーケンスが問題と
なってくる。ファンクション「ＷｈｅｎＡｂｏｒｔｅ
ｄ」は、それが存在すればコールされる。いずれにせ
よ、このシーケンスＳは不要となり、占有していたメモ
リ領域が開放される。注意すべきは、「エラー」シーケ
ンスに含まれる部分シーケンスは、非最大であるので、
すべて検出され、自動的に破壊され、結果として、間違
った警告を発することはなくなる。ひとたび、シーケン
スＳが破壊されると、１０７でプロパゲーションの方法
が続行される。

【００６５】反対のケースの場合、インターバルＤ
（ｊ、Ｓ）は空ではないが、ステップ９３において、し
かしながら、インターバルを減少させたステップである
８７で変更があったかチェックする。それがなければ、
ステップ１０７にスキップする。反対に、減少がインタ
ーバルに影響していれば、Ｓのまだ手をつけられていな
いノードｋにこの減少をプロパゲーションする。このた
めには、ステップ９９にてこのノードｋについてループ
を行うが、このループは２つのステップからなる。：最
初は１０１で、時間的制約Ｉ（ｊ→ｋ）の助けを得て、
インターバルＤ（ｊ、Ｓ）のノードｋの起こりうる日付
のインターバルへの減少をプロパゲーションし、以下の
数式３で示される。

【００６６】Ｄ（ｋ，Ｓ）←Ｄ（ｋ，Ｓ）⌒（Ｄ（ｊ，
Ｓ）＋Ｉ（ｊ→ｋ）） そして、２番目は１０３で、部分シーケンスがエラーに
なりうる、カレントデートに最も近い後ろの日付の計算
を実行する。このエラーになりうる日付はすべてのノー
ドｋの起こりうる日付のインターバルの上限のうちの最
も小さいものに該当し、以下の数式４で示される。

【００６７】ｄｅａｄｔｉｍｅ←ｍｉｎ（ｂｏｒｎｅ＿
ｓｕｐ（Ｄ（ｋ，Ｓ）），ｄｅａｄｔｉｍｅ） この計算結果により、ステップ７５と７９に従ったスキ
ップの手を借りて、カレントデートと日付ｔの間の「エ
ラー」シーケンスが起こりうる日を確かめることができ
るということを確認できる。

【００６８】ｊとは異なる、Ｓのまだ手をつけられてい
ない各ノードｋに関しては、ループは、ステップ１０５
で１０１へ戻ることで終わっている。全てのノードｋが
調べられたとき、ステップ１０７へ進むが、このステッ
プはＳのまだ手をつけられていない各ノードｊのために
ステップ８７に戻ることで２番目のループを終える。す
べてのノードｊが調べられると個々の部分シーケンスＳ
のためにステップ８５へ戻されるのは次のステップ１０
９においてである。全てのシーケンスＳのためにプロパ
ゲーションが終わるや否やステップ１０９はステップ７
１に戻る。

【００６９】このようにして、ｔの日付をつけられた新
しい事象ｉがおこるたびに、当処理による内部のカレン
トデートと事象発生のプロパゲーションがエラーシーケ
ンスと完了シーケンスを削除することを可能にしたた
め、かくして、システムのメモリをそれらのシーケンス
が混雑させることもなくなり、これが同時に、誤った警
告が発せられるのを回避するのである。

【００７０】当業者により容易になされる他の修正も同
様に本発明の趣旨に含まれるものである。

【図面の簡単な説明】

【図１ａ】シチュエーションについての時系列グラフの
サンプルを表わす。

【図１ｂ】言語ＫＯＯＬでのシチュエーションの定義の
サンプルを表わす。

【図２】一連の事象の発生と対応する事象シーケンスの
サンプルを表わす。

【図３ａ】当処理を決定するプロパゲーションのアルゴ
リズムをフローチャートの形で表わす。

【図３ｂ】当処理を決定するプロパゲーションのアルゴ
リズムをフローチャートの形で表わす。

【図３ｃ】当処理を決定するプロパゲーションのアルゴ
リズムをフローチャートの形で表わす。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 クリステイーヌ・グロステツト フランス国、75015・パリ、リユ・エドウ アール・ロジエ・12

Claims (12)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 事象のリストとこれらの事象を結合する
   時間的制約とからなる少なくとも一つのシチュエーショ
   ンを備え、このシチュエーションに関して、シチュエー
   ションの中で待機する事象のリストとそれぞれの事象が
   発生しうる日付のインターバルとを含む事象シーケンス
   がメモリ内に作られ、前記インターバルは最初は、］−
   ∞、＋∞［に等しく、絶対時間とは異なるシステム内の
   カレントデートを表わす内部クロックを管理する、シチ
   ュエーション認識システムにおけるエラーシーケンスの
   検出方法において、 新しい事象が発生した日付でカレントデートを更新する
   第１ステップと、 時間的制約と新しいカレントデートとの関連で、記憶さ
   れているそれぞれの事象について、まだ記録されていな
   い事象の発生可能性のある日付間のインターバルを更新
   する第２ステップと、 エラーシーケンスと呼ばれるインターバルの一つが空の
   すべての事象シーケンスを検出する第３ステップと、 この新しい事象を加えて新しい事象シーケンスを作る第
   ４ステップと、 完了シーケンスを検出する第５ステップとからなり、 新しい事象が発生するたびにそれぞれのシチュエーショ
   ンごとに事象シーケンスを更新することを特徴とする、
   シチュエーション認識システムにおけるエラーシーケン
   スの検出方法。
2. 【請求項２】 シーケンスが「エラー」シーケンスと検
   出された場合に、その事象シーケンスによって占有され
   ていたメモリが開放されることを特徴とする請求項１に
   記載の方法。
3. 【請求項３】 シーケンスが「完了」シーケンスとして
   検出された場合に、その事象シーケンスによって占有さ
   れていたメモリが開放されることを特徴とする請求項１
   に記載の方法。
4. 【請求項４】 待たされている事象の認識に該当する、
   新しい事象シーケンスの作成が「認識」と呼ばれるファ
   ンクションをコールし、このファンクションはこれらの
   事象シーケンスに対応したシチュエーションに関係して
   いることを特徴とする請求項１に記載の方法。
5. 【請求項５】 完了シーケンスの検出が、「完了」と呼
   ばれるファンクションをコールし、これらのファンクシ
   ョンは事象シーケンスに対応するシチュエーションと関
   連していることを特徴とする請求項１に記載の方法。
6. 【請求項６】 「エラー」シーケンスの検出が、「エラ
   ー」と呼ばれるファンクションをコールし、これらのフ
   ァンクションは事象シーケンスに対応するシチュエーシ
   ョンと関連していることを特徴とする請求項１に記載の
   方法。
7. 【請求項７】 「エラー」と呼ばれるファンクション
   が、検出されたエラーシーケンスがほかのいかなる事象
   シーケンスにも含まれない場合しかコールされないこと
   を特徴とする請求項５に記載の方法。
8. 【請求項８】 シチュエーションを構成しているそれぞ
   れの事象に対し、遅延に関する正の値が設定され、前記
   遅延は事象の発生表示の遅れを時間長さの形で表わすこ
   とを特徴とする請求項１に記載の方法。
9. 【請求項９】 シーケンスが待っている事象が特定の日
   付前に起こらなければ少なくとも一つの事象シーケンス
   が失敗に終わる日付のうちの最も近い日付であるタイム
   アウトの日付を計算する第６のステップが、第３と第４
   のステップの間に加えられることを特徴とする請求項１
   に記載の方法。
10. 【請求項１０】 前記日付がタイムアウト日付と呼ば
    れ、それぞれの事象シーケンスが待っている事象の起こ
    る可能性のある日付のインターバルの上限の最小値とし
    て計算されることを特徴とする請求項７に記載の方法。
11. 【請求項１１】 新しい事象が起こるたびに、その新し
    い要素の発生日がタイムアウト日付の後であるかぎり、
    第１ステップの代りにカレントデートがタイムアウト日
    付によって入れ替えられるステップが実行され、第２、
    第３、そして第６のステップが実行されることを特徴と
    する請求項７に記載の方法。
12. 【請求項１２】 シチュエーションの定義がそれぞれの
    シチュエーションについて一つの時系列のグラフの発生
    を伴い、このグラフは、 それぞれ事象と時間的制約とを示すグラフィカルなオブ
    ジェクトと弧の助けを借りて関連づけされ、それぞれの
    属性として事象に付けられたそれを代表する名前と時間
    的制約のインターバルとを備える事象と時間的制約をデ
    ィスプレイ上へ視覚化し、 待機する異なる事象間の時間的制約によって形成された
    軌道の確実性を確認することを特徴とする請求項１に記
    載の方法。