авторефераты диссертаций БЕСПЛАТНАЯ  БИБЛИОТЕКА

АВТОРЕФЕРАТЫ КАНДИДАТСКИХ, ДОКТОРСКИХ ДИССЕРТАЦИЙ

<< ГЛАВНАЯ
АГРОИНЖЕНЕРИЯ
АСТРОНОМИЯ
БЕЗОПАСНОСТЬ
БИОЛОГИЯ
ЗЕМЛЯ
ИНФОРМАТИКА
ИСКУССТВОВЕДЕНИЕ
ИСТОРИЯ
КУЛЬТУРОЛОГИЯ
МАШИНОСТРОЕНИЕ
МЕДИЦИНА
МЕТАЛЛУРГИЯ
МЕХАНИКА
ПЕДАГОГИКА
ПОЛИТИКА
ПРИБОРОСТРОЕНИЕ
ПРОДОВОЛЬСТВИЕ
ПСИХОЛОГИЯ
РАДИОТЕХНИКА
СЕЛЬСКОЕ ХОЗЯЙСТВО
СОЦИОЛОГИЯ
СТРОИТЕЛЬСТВО
ТЕХНИЧЕСКИЕ НАУКИ
ТРАНСПОРТ
ФАРМАЦЕВТИКА
ФИЗИКА
ФИЗИОЛОГИЯ
ФИЛОЛОГИЯ
ФИЛОСОФИЯ
ХИМИЯ
ЭКОНОМИКА
ЭЛЕКТРОТЕХНИКА
ЭНЕРГЕТИКА
ЮРИСПРУДЕНЦИЯ
ЯЗЫКОЗНАНИЕ
РАЗНОЕ
КОНТАКТЫ

Исследование и разработка методов и программных средств временного (темпорального) вывода в интеллектуальных системах поддержки принятия решений

На правах рукописи

Куриленко Иван Евгеньевич ИССЛЕДОВАНИЕ И РАЗРАБОТКА МЕТОДОВ И ПРОГРАММНЫХ СРЕДСТВ ВРЕМЕННОГО (ТЕМПОРАЛЬНОГО) ВЫВОДА В ИНТЕЛЛЕКТУАЛЬНЫХ СИСТЕМАХ ПОДДЕРЖКИ ПРИНЯТИЯ РЕШЕНИЙ Специальность 05.13.11 – Математическое и программное обеспечение вычислительных машин, комплексов и компьютерных сетей

АВТОРЕФЕРАТ

диссертации на соискание ученой степени кандидата технических наук

Москва – 2008 2

Работа выполнена в ГОУ ВПО Московском энергетическом институте (тех ническом университете) на кафедре Прикладной математики.

Научный консультант: лауреат премии Президента РФ в области образования доктор технических наук, профессор Александр Павлович Еремеев

Официальные оппоненты: доктор технических наук, профессор Дзегеленок Игорь Игоревич, кандидат технических наук, доцент Карпов Валерий Эдуардович

Ведущая организация: Институт системного анализа Российской Академии Наук (ИСА РАН)

Защита состоится “20” июня 2008г. в 16 час. 00 мин. на заседании диссер тационного совета Д 212.157.01 при Московском энергетическом институте (техническом университете) по адресу: Москва, Красноказарменная ул., д.17, ауд. M-704.

С диссертацией можно ознакомиться в библиотеке Московского энергети ческого института (Технического университета).

Отзывы в двух экземплярах, заверенные печатью, просим направлять по адресу: 111250, Москва, Красноказарменная ул., д.14, Ученый совет МЭИ (ТУ).

Автореферат разослан “19” мая 2008 г.

Ученый секретарь диссертационного совета Д 212.157. кандидат технических наук, доцент М.В. Фомина

ОБЩАЯ ХАРАКТЕРИСТИКА РАБОТЫ

Актуальность темы исследований. О важности наличия средств пред ставления времени и временных (темпоральных) зависимостей (в данных и знаниях) в интеллектуальных системах (ИС) говорится практически с момента их появления (работы Д.А. Поспелова, Дж. Маккарти и др.). Однако особенно актуальной проблема построения формальных систем оперирования темпо ральной информацией встала именно в связи с появлением и развитием ИС, ориентированных на открытые и динамические предметные области (ПО), ко торые в процессе своего функционирования оперируют с большим количеством информации, изменяющейся со временем. Типичными представителями таких систем являются ИС поддержки принятия решений реального времени (ИСППР РВ), предназначенные для помощи человеку (ЛПР – лицу, принимающему ре шения) при мониторинге и управлении сложными объектами и процессами, ко гда поиск решения должен обеспечиваться в условиях достаточно жестких вре менных ограничений и различного вида неопределенностей в исходных данных и знаниях. Необходимость представления информации, меняющейся со време нем (показаний датчиков, значений управляющих параметров, выполняемых операторами действий и т.д.) возникает при решении многих задач ИСППР РВ, например, задач диагностики, мониторинга, планирования, прогнозирования и др. Использование при решении этих задач фактора времени и средств времен ного (темпорального) вывода (временных рассуждений) позволяет сократить поисковые пространства и повысить скорость реакции системы.

Для реализации механизма временных рассуждений необходимо формали зовать понятие времени и обеспечить возможность представления и рассужде ний о временных аспектах. Системный подход к построению сложных про граммных комплексов типа ИС требует при реализации выделения этого меха низма в отдельную систему временных рассуждений (вывода) (СВР), что по зволяет избежать дублирования программного кода за счет его повторного ис пользования как в рамках одной ИС, так и при интеграции разных ИС.

Актуальность исследования обусловлена также тем, что в настоящее время отсутствуют развитые средства представления временных зависимостей в ин струментальных средствах конструирования ИС, а известные программные реализации прототипов СВР являются исследовательскими системами, инте грация которых в промышленные ИС является затруднительной.

Выполненные исследования опираются на результаты работ в области ИИ и конструирования ИС отечественных ученых Д.А. Поспелова, А.Н. Аверкина, А.А. Башлыкова, В.Н. Вагина, В.В. Емельянова, А.П. Еремеева, О.П. Кузнецо ва, В.М. Курейчика, О.И. Ларичева, А.С. Нариньяни, Г.С. Осипова, А.Б. Пет ровского, Г.С. Плесневича, В.Э. Попова, Г.В. Рыбиной, В.А. Смирнова, В.Б.

Тарасова, В.В. Троицкого, В.К. Финна, И.Б. Фоминых, В.Ф. Хорошевского и др.;

зарубежных ученых J.Allen, C. Demetresku, R. Detcher, A. Gereviny, G. Ita liano, A. Krokhin, I. Meiri, L. Schubert, T. van Allen и др.

Объектом исследования являются модели и методы временного вывода.

Предмет исследования составляют методы поиска решения задач вре менного вывода для ИС типа ИСППР РВ.

Целью диссертационной работы является разработка методов и про граммного обеспечения для реализации временного вывода, позволяющего ре шать задачи представления и оперирования временными зависимостями, рас ширяющего возможности современных интеллектуальных программно– аппаратных систем типа ИСППР РВ и повышающего их эффективность.

Для достижения указанной цели необходимо решить следующие задачи:

исследование методов и средств моделирования времени в ИС;

сравни тельный анализ и классификация основных моделей представления временных зависимостей в плане их применения в ИСППР РВ;



выбор базовой модели представления временных зависимостей;

определение основных требований и принципов построения СВР для ИСППР РВ;

разработка полиномиальных алгоритмов решения задач временного вы вода для базовой модели;

разработка методов пошагового уточнения решения задач временного вывода для базовой модели;

разработка архитектуры СВР с учетом требований простоты расширяе мости и интегрируемости;

программная реализация СВР, оценка эффективно сти предложенных алгоритмов;

применение разработанной СВР в ИСППР РВ для диагностики нештат ных ситуаций и управления движением автотранспорта в составе ИС управле ния крупными парковочными комплексами (ИС УП).

Методы исследования. Поставленные задачи решаются с использованием методов дискретной математики, математической логики, искусственного ин теллекта, теории графов, теории алгебраических моделей и методов анализа сложности алгоритмов.

Достоверность научных результатов подтверждена теоретическими вы кладками, данными компьютерного моделирования, сравнением полученных результатов с результатами, приведенными в научной литературе, а также по ложительными результатами внедрения разработанной программной системы.

Научная новизна исследования состоит в следующем:

1. Составлена развернутая классификация формальных систем опериро вания временем. Классифицированы существующие и предложены новые ме тоды улучшения алгоритмов решения задач временных рассуждений.

2. Предложена временная логика TLM (Temporal Logic of Moments) и ал горитмы вывода для нее. Показано, что с помощью TLM могут быть решены задачи временного вывода для точечной, интервальной и точечно интервальной моделей времени.

3. Предложены алгоритмы пошагового уточнения решения задач времен ного вывода по мере поступления новой информации, оперирующие как каче ственной, так и метрической информацией.

4. Предложена архитектура СВР для ИСППР РВ.

Практическая значимость работы заключается в создании программной системы СВР, повышающей эффективность и расширяющей интеллектуальные возможности компьютеров и компьютерных систем, на примере ИСППР РВ для помощи ЛПР при мониторинге и управлении сложными техническими систе мами и процессами. Практическая значимость работы подтверждается исполь зованием разработанной СВР в составе ИС УП sPARK. Предложенные в работе методы и алгоритмы временного вывода позволили повысить качество контро ля, уровень безопасности и эффективность управления транспортными потока ми, в частности, применение ИС УП sPARK на территории ОАО «МОССЕЛЬ МАШ» позволило существенно увеличить пропускную способность контроль но–пропускных пунктов.

Реализация результатов. Разработанная СВР использована в ЗАО «ААМ Автоматик» в ИСППР РВ в составе промышленной ИС УП sPARK для помощи оперативно–диспетчерскому персоналу, в учебно–научном процессе кафедры Прикладной математики (ПМ) МЭИ (ТУ). ИС УП sPARK внедрена на 45 объ ектах в России и СНГ. Результаты работы использованы в НИР, выполняемых кафедрой ПМ в рамках грантов РФФИ: № 02–07–90042 «Исследование и разра ботка инструментальных средств создания экспертных систем семиотического типа» (научн. рук.: д.т.н., проф. Вагин В.Н., д.т.н., проф. Еремеев А.П.);

№ 05– 07–90232 «Исследование и разработка инструментальных средств создания экспертных систем поддержки принятия решений» (научн. рук.: Вагин В.Н., Еремеев А.П.), № 08–01–00437 «Модели и методы поиска решения на основе экспертных знаний в интеллектуальных системах поддержки принятия реше ний» (научн. рук. Еремеев А.П.), в рамках Федеральной целевой НТП «Иссле дования и разработки по приоритетным направлениям развития науки и техни ки» на 2002–2006 годы (гос. контракт от 1.02.2002 г. №37.011.11.0021 и доп. со глашение от 18.08.2004 г. №5), тема «Системы мониторинга и поддержки при нятия решений на основе аппарата нетрадиционных логик» (рук. Еремеев А.П.).

Программная реализация СВР зарегистрирована в Федеральной службе по ин теллектуальной собственности, патентам и товарным знакам (свидетельство № 2005610762 от 31.03.2005 г.).

Акты о внедрении и использовании результатов работы прилагаются.

Апробация работы. Основные положения и результаты диссертации док ладывались и обсуждались на научных конференциях аспирантов и студентов «Радиотехника, электроника, энергетика» в МЭИ (ТУ), (Москва, 2002– г.г.), на «Научных сессиях МИФИ» (Москва, 2002–2008 г.г.), на 13–й всерос сийской межвузовской науч.–техн. конф. «Микроэлектроника и информатика» (Москва, 2006 г.), на 2–м междунар. науч.–практ. семинаре «Интегрированные модели и мягкие вычисления в искусственном интеллекте» (Коломна, 2007 г.), на 9–й нац. конф. по искусственному интеллекту с международным участием КИИ’2007 (Обнинск, 2007 г.), на Международных форумах информатизации (Международных конференциях «Информационные средства и технологии») (Москва, 2003–2007 г.г.), на Международных науч.–техн. конф. «Интеллекту альные системы» AIS (Россия, п. Дивноморское, 2004–2007 г.г.).

Публикации. Основные результаты диссертационной работы, опубликова ны в 30 печатных работах, включая 3 работы в изданиях, рекомендуемых ВАК.

Структура и объем работы. Диссертация содержит 187 стр. машинопис ного текста, состоит из введения, четырех глав, заключения, списка использо ванной литературы (151 наименование) и 16 приложений.

СОДЕРЖАНИЕ РАБОТЫ

Во введении обоснована актуальность темы диссертации, ее научная но визна и практическая значимость, сформулированы цель работы и задачи, при ведено краткое содержание диссертации по главам.

В первой главе приводится обзор областей применения временного выво да. Дается анализ методов и средств моделирования времени в современных ИС. Существующие подходы представления времени и временных зависимо стей в программных системах можно разбить на два основных класса осно ванные на моделировании изменений во времени и основанные на явном моде лировании времени. Для первого класса время представляется неявно посредст вом моделирования изменений состояний системы во времени, которые рас сматриваются как мгновенные снимки мира. Типовые представители данного класса – ситуационное исчисление, планирующие системы типа STRIPS и сети Петри. Они обладают существенными ограничениями по представлению слож ных временных зависимостей (событий, имеющих длительность, продолжи тельных процессов, конкурирующих или перекрывающихся во времени собы тий и т.д.). При моделировании времени через изменения затруднительно пред ставление сложных причинно–следственных взаимосвязей. В научной литера туре можно найти различные способы по устранению этих сложностей, однако в большинстве своем они сводятся к введению явной модели времени.

Явное моделирование времени дает возможность строить «гибкие» форма лизованные языки, позволяющие осуществлять вывод на основе высказываний, истинностные значения которых приурочены к определенному моменту или интервалу времени и могут с течением времени изменяться. В этот класс входят различные временные (темпоральные) логики. Время представляется явно с учетом его свойств, причем, оно может представляться как синтаксически (ис пользуются явные средства представления), так и семантически (например, на основе модальных логик). При явном моделировании времени возникают спе цифические задачи временного вывода (временных рассуждений):

поддержка согласованности информации о времени – проверка согласо ванности базы знаний при добавлении в нее новой информации;

ответы на временные запросы – от простого нахождения факта, справед ливого в заданный момент времени, до определения, когда некоторое множество утверждений истинно в заданный момент времени.

В данном классе подходов можно выделить три большие группы: времен ные расширения подходов на основе моделирования изменений;

введение фак тора времени в логику;





модели, построенные на основе парадигмы согласова ния ограничений. Первая группа возникла в результате исследований, целью которых было сокращение недостатков подхода на основе моделирования из менений. Во вторую группу входят модели, полученные путем введения факто ра времени в логику. Например, широко известен метод временных аргументов, в котором время вводится в логику предикатов первого порядка в качестве до полнительного параметра. Применительно к спецификации и верификации свойств программ развитие получили модальные временные логики, построен ные путем добавления к логике высказываний новых знаков, отражающих свойства времени. К этой же группе относятся и темпоральные логики ветвяще гося времени, разработанные для ИС, в которых время необходимо рассматри вать ветвящимся в будущее. В третью группу входят модели, построенные на основе представления информации о времени в виде ограничений (зависимо стей) между временными примитивами (моментами, интервалами или их ком бинациями). Зависимости между примитивами трактуются как ограничения на их расположение во времени. Основной задачей временного вывода является порождение выводов на множестве временных ограничений, т.е., по сути, по рождение новых ограничений для непротиворечивых входных множеств. Мно жество временных примитивов и отношений между ними представляется в ви де задачи согласования временных ограничений (ЗСВО), являющейся конкре тизацией более общей задачи согласования ограничений (ЗСО), что позволяет использовать для решения ЗСВО методы, применяемые для ЗСО. Рассмотрена формальная постановка ЗСВО.

Опр. 1. ЗСВО задается как Z = (V,D,BTR,C), где V={V1,V2,…,Vm} – конечное множество временных переменных;

D – область значений временных перемен ных;

BTR={r1,r2,…,rn} – конечное множество взаимоисключающих бинарных базовых временных ограничений, полное объединение которых является уни версальным ограничением U (вообще не накладывающим каких–либо ограни чений);

C={Cij|Cij={r1,…,rk};

k0;

r1,…,rk BTR;

i,jm} – конечное множество ограничений, где Cij – ограничение над временными переменными Vi и Vj, ин терпретируемое как (Vi,r1,Vj) … (Vi,rk,Vj). В случае, если Cij состоит только из одного дизъюнкта, то оно называется точным.

Для решения задачи выполнимости необходимо найти такое множе * * * ство ограничений C = {Cij |Cij ={rj},rj Cij}, что входящие в него точные огра ничения не противоречат друг другу. Если такое множество находится, то ЗСВО является согласованной, иначе – несогласованной. Для решения задачи нахождения согласованных сценариев необходимо вычислить все возмож * ные множества C.

Элементы множества V могут интерпретироваться как моменты, интерва лы времени или длительности. Область значений переменных D, соответст вующих моментам времени и длительностям, представляет собой множество вещественных чисел, а для интервальных переменных – множество упорядо ченных пар значений. Основными операциями над временными ограничениями являются: отрицание (¬): ¬Lij=U\Lij;

инвертирование (~): ~(r1,…,rk)=(~r1,…,~rk);

пересечение: S T={r:r S,r T};

композиция: T•S=(t1,…,tk)•(s1,…,sq)=((t1•s1), (t1•s2),…,(tk•sq)). Множество всех возможных временных ограничений, связы вающих два временных примитива, состоит из 2|BTR| ограничений, замкнуто от носительно операций ¬, ~,, • и образует алгебру временных ограничений.

ЗСВО называют единичной (ЕЗСВО) тогда и только тогда, когда в множе ство C входят только точные ограничения. Задачу определения точного ограни чения r Cij, справедливого для переменных Vi и Vj, для которых задано неточ ное ограничение Cij={r1,…,rk}, k1, называют задачей вычисления неточного ограничения Cij.

Опр. 2. Ограничение Cij выполнимо для переменных Vi и Vj тогда и только тогда, когда существует хотя бы одно решение ЗСВО, в котором Сij является ограничением для этих переменных. Минимальным ограничением Сijmin называ ется множество, состоящее только из выполнимых ограничений для Vi и Vj.

ЗСВО называют минимальной, если все ее ограничения минимальны.

Задачу вычисления минимальной ЗСВО называют задачей поиска мини мального представления. Известно, что для любой ЗСВО всегда можно найти эквивалентную минимальную или показать несогласованность.

Для случаев, когда необходимо обрабатывать неточную информацию не только для двух временных примитивов, в работе введена дизъюнктивная ЗСВО (ДЗСВО).

Опр. 3. ДЗСВО определяется как DZ=(Z,A), где Z – ЗСВО;

A={ai|ai=(ai1, ai2,…aik)} – множество дизъюнктивных ограничений, где каждый элемент ai ин терпретируется как (ai1 ai2 … aiu), aij={(xl,rl,yl)|xl,yl V,rl BTR}, каждый эле мент aij интерпретируется как (x1,r1,y1) … (xu,ru,yu). Для решения задачи выпол нимости необходимо найти такое множество ограничений A ={ai |ai ={aij},aij ai}, что ЗСВО Z'=(V,D,BTR,C A*) имеет решение. Для ре * ** необходимо найти все возможные множества A*.

шения задачи Для решения задачи с k элементами в множестве A в худшем случае необходимо проверить разрешимость |a1||a2|…|ak| ЕЗСВО. Доказано, что в об щем случае задачи и являются NP–полными.

Различные модели отличаются сложностью и выразительными способно стями. В зависимости от типа ограничений, входящих в множество BTR, ЗСВО подразделяются на качественные, метрические и гибридные. В зависимости от выбора временных примитивов различаются точечная (на базе моментов вре мени), интервальная (на базе интервалов времени) и интервально–точечная (допустимы и моменты и интервалы) модели времени.

В заключительной части главы обосновывается выбор качественной то чечной модели времени как основы для СВР. Эта модель является простой и приемлемой по вычислительной сложности, что дает возможность применять ее в составе промышленных ИСППР РВ. Кроме того, т.к. интервальные и то чечно–интервальные ЗСВО могут быть сведены к точечным ЗСВО, целесооб разным является реализация в рамках СВР быстрых алгоритмов решения то чечных ЗСВО, а для интервально–точечных и интервальных ЗСВО предлагает ся предварительное их преобразование в точечную ЗСВО. Такая единая основа позволяет упростить переход с одной модели на другую и уменьшить слож ность реализации.

Во второй главе вводится временная логика TLM (Temporal Logic of Mo ments). Ее исходными элементами являются:

счетное множество предметных переменных: m1,m2,…,mn,…;

предикатные символы: Before, After, Equal;

логические связки: ~, ¬,,, ;

специальные символы: (,);

логические значения: T (истина), F (ложь).

Правила образования атомов (атомарных формул TLM): если x и y пере менные, то Before(x,y), After(x,y), Equal(x,y) – есть атомы, других атомов нет.

Правила образования ППФ: всякий атом есть ППФ;

если A и B ППФ, то каждое из выражений ¬A, AB, AB, ~A, AB есть ППФ;

других ППФ нет.

Переменные в TLM интерпретируются над множеством вещественных чи сел. Предикатные символы интерпретируются как ограничения для перемен ных: Before(x,y) xy;

After(x,y) xy;

Equal(x,y) x=y.

С помощью Before, After и Equal можно задавать ограничения «раньше», «позже», «одновременно» для моментов времени. Приведем примеры высказы ваний TLM. Возьмем ситуацию «После отказа системы охлаждения было за фиксировано предупреждение об опасном росте температуры, потом сработала автоматика аварийного отключения». Выделим моменты времени (переменные TLM): M1 – отказ системы охлаждения;

M2 – предупреждение об опасном росте температуры;

M3 – сработала автоматика аварийного отключения. Соответст вующее выражение TLM есть After(M1,M2) After(M2,M3). Аналогично для си туации «Автомобиль с разовой картой не может проезжать через два пункта a и b одновременно», моментами будут M1 и M2 – проезд автомобиля через пункты a и b соответственно, а выражением ¬Equal(M1,M2).

ППФ A, содержащую переменные x1,x2,..xn, будем обозначать A(x1,x2,..xn).

ППФ A(x1,x2,..xn) будем называть истинной, если существуют такие значения переменных x1,x2,..xn, что A(x1,x2,..xn)=T. ППФ A(x1,x2,..xn) называется общезна чимой, если при любых означиваниях переменных x1,x2,..xn она является истин ной. Будем обозначать общезначимые формулы как A.

В TLM определяются:

- равносильные (эквивалентные) формулы:

AB BA A(AB) A AA A AB BA AB (¬AB) AT A A(BC) (AB)C AB ¬(A¬B) AT T A(BC) (AB)C ¬(¬A) A A¬A F A(BC) (AB)(AC) ¬(AB) ¬A ¬B A¬A T A(BC) (AB)(AC) ¬(AB) ¬A¬B AF F A(AB) A AA A AF A - набор аксиом:

аксиома полного объединения ограничений:

• Before(x,y)After(x,y)Equal(x,y) T аксиомы инвертирования ограничений:

• ~Before(x,y) After(x,y) Before(y,x) • ~After(x,y) Before(x,y) After(y,x) • ~Equal(x,y) Before(x,y)After(x,y) аксиомы для операции отрицания:

• ¬Before(x,y) After(x,y)Equal(x,y) • ¬ Equal(x,y) Before(x,y)After(x,y) • ¬After(x,y) Before(x,y)Equal(x,y) аксиомы противоречий:

• Before(x,x)=F • After(x,x)=F • Before(x,y)Before(y,x)=F • After(x,y)After(y,x)=F аксиомы транзитивности:

• Equal(x,y)Equal(y,z) = Equal(x,z) • Before(x,y)Before(y,z) =Before(x,z) • After(x,y)After(z,x) = After(z,y) аксиома эквивалентности: Equal(x,y) = Equal(y,x) - правила вывода:

- следующие задачи:

Доказательство истинности ППФ (задача );

Доказательство общезначимости ППФ (задача );

Приведение ППФ к минимальному виду (задача – минимизация формулы по числу вхождений предикатов Before, After, Equal);

Для любых двух переменных x и y вычисление ограничений, задаваемых множеством ППФ (задача );

Вычисление всех возможных согласованных (задача ).

Предлагается решение перечисленных задач в TLM путем сведения их к аналогичным задачам для ДЗСВО в точечной алгебре.

Рассмотрим методы решения ЕЗСВО и ДЗСВО. Решение ЕЗСВО в точеч ной алгебре (PA) основывается на преобразовании в задачу на графе, взвешен ном временной информацией (TLPA–графе).

Опр. 4. TLPA–граф есть граф G=(W,E,L), где W – множество вершин, W, E={(wi,lk,wj)|wi,wj W,lk L} – множество связей (ребер), L={,,} – множество возможных пометок на ребрах графа. Ребра, взвешенные ограничением или, – ориентированные, а ограничением – неориентированные.

Каждой вершине w W в TLPA–графе G=(W,E,L) соответствует, по крайней мере, одна временная переменная v V точечной ЗСВО Z. Если какой–либо из вершин графа соответствует более одной переменной, то они являются альтер нативными именами для одного и того же момента времени. Ситуация, когда одна и та же переменная соответствует более чем одной вершине, недопустима.

Будем считать, что существует функция :WV, сопоставляющая вершинам графа из множества W имена временных переменных из множества V.

Опр. 5. Интерпретацией TLPA–графа G называется тройка T,I,R, где T – упорядоченное множество;

I:VT – функция, такая, что для всех pi,pj P вы полнимо, что если (pi)=(pj), то I(pi)=I(pj);

R:LT – функция, отображающая каждую метку l L на ребрах графа G в соответствующее бинарное ограничение R(l) на T. Моделью TLPA–графа G=(W,E,L) называется такая интерпретация, для которой справедливо: если (w1,l,w2) E – ребро в графе G, то для всех pi,pj P, таких, что (pi)=w1 и (pj)=w2, выполняется I(pi),I(pj) R(l).

Опр. 6. TLPA–граф согласован (непротиворечив), если он имеет по крайней мере одну модель. Два или более TLPA–графа логически эквивалентны, если они обладают одними и теми же моделями.

Опр. 7. Путем длины n от вершины w0 к вершине wn в TLPA-графе G назы вается последовательность n ребер, которая задается набором троек (w1,l1,w2), …(wn-1,ln,wn), где wi (0in) – вершины и lj L (0jn), (wi,li,wi+1) E. Путь в TLPA графе называется «-путем» («-путем») длины n, если lj={} (если lj={}), при 0jn. «-путь» («-путь») в TLPA-графе называется «-циклом» («-циклом»), если v0=vn.

Утверждение 1. TLPA–граф согласован тогда и только тогда, когда он не содержит ни одного «–цикла» и ни одного «–цикла», содержащего две вер шины, соединенные ребром, взвешенным ограничением.

Таким образом, для решения задачи необходимо преобразовать ЗСВО PA в TL –граф и проверить условия утв. 1. Рассмотрим решение задачи.

PA Опр. 8. TL –граф согласован по путям, если для каждой пары его вершин существует не более одного соединяющего их ребра и для каждой тройки вер шин u, v, w ограничение соответствующее связи (u,l,v) не противоречит ограни чениям для (u,l1,w) и (w,l2,v), т.е. выполнено условие ll1•l2.

Опр. 9. Будем считать ограничение типа r1 сильнее ограничения типа r2 и записывать r1 r2, тогда и только тогда, когда из r1 следует r2, но не его проти воречие.

Например, ограничение сильнее, чем ограничение, т.к. второе следует из первого.

Опр. 10. TLPA–граф содержит в себе неявное ограни чение для вершин v и w, если не существует ни одного «–пути» от v к w и существует либо связь (v,,w) и «– путь» от v к w, либо связь (t,,u) и «–пути» (но не «– пути») от v к u, от u к w, от v к t и от t к w (рис. 1). Явным TLPA–графом для TLPA–графа G называется TLPA–граф, логически эквивалентный исходному графу G и не содер жащий неявных ограничений. Согласованный по путям явный TLPA–граф назовем Time–графом.

Утверждение 2. Из явного TLPA–графа G выводимо ( ), что:

v=w тогда и только тогда, когда v и w альтернатив ные имена одной и той же вершины;

vw тогда и только тогда, когда существует «–путь» от v к w;

vw тогда и только тогда, когда существует «–путь» от v к w;

vw тогда и только тогда, когда существует «–путь» от v к w, или суще ствует «–путь» от w к v, или в графе существует связь между v и w взве шенная ограничением.

Если произвести переход от TLPA–графа к Time–графу, то будут решены. Рассматриваются алгоритмы преобразования ЗСВО в TLPA– задачи и граф, базовые алгоритмы преобразования TLPA–графа в Time–граф и способ решения задачи поиска выполнимого ограничения для двух переменных. Для решения ДЗСВО предлагается использовать переход к задаче на дизъюнктив ном графе времени (D–Time–графе) с применением алгоритма поиска с возвра тами для поиска согласованного сценария или сценариев (задачи и ).

Опр. 11. D–Time–графом называется пара G,, где G=(W,E,L) – Time граф;

= { i| i=(di1,di2,…dik)} – множество дизъюнктивных ограничений, где i интерпретируется как (di1 di2 … diu), dij={(xl,rl,yl)|xl,yl W,rl BTR} – множе ство точных ограничений.

Определим множество ограничений в точечной алгебре M так, что для ка ждого i в M входит один из dij i. Будем считать D–Time–граф согласо ванным, если существует такое множество M, что TLPA–граф G*=(W, E M,L) яв ляется согласованным. Множество M назовем реализацией множества дизъюнк тивных ограничений для графа G. Для решения задачи необходимо убедиться в существовании хотя бы одной реализации, для решения задачи – найти все возможные реализации. Известно, что задачи и яв ляются NP–полными. Предложено два способа уменьшения сложности ДЗСВО – упрощение задачи и уменьшение размерности задачи для алгоритмов поиска с возвратами. В первом случае вводится ограниченная ДЗСВО (ОДЗСВО), в кото рой устанавливается ограничение на размер элементов i множества. Зачас тую в практических приложениях достаточно представления неточных времен ных ограничений в виде i = (x,r1,y) (w,r2,z). В связи с этим в работе ОДЗСВО определяется как ДЗСВО с бинарными неточными ограничениями. Во втором случае осуществляется сокращение множества по правилам сокращения про странства поиска (ПСПП). Множество бинарных PA–дизъюнкций уменьша ется до его подмножества ' за счет определения противоречий между точными и дизъюнктивными ограничениями. Алгоритм поиска решения задачи разбивается на три этапа: на первом этапе решается ЕЗСВО Z с получением Time–графа G, на втором – осуществляется сокращение исходного множества дизъюнкций до его подмножества ', на третьем – применяется алго ритм поиска с возвратами.

Введем множество ограничений Q, которые должны быть в каждой реали зации множества PA–дизъюнкций для графа G=(W,E,L). Для ОДЗСВО в ра боте предлагается объединенное правило выводимости и резолюции, применяе мое к каждой входящей в множество дизъюнкции i=(xi1, ri1, yi1) (xi2, ri2, yi2):

(1) Пусть – ограничение между моментами времени xi1 и yi1, следуемое из Time–графа G, а – ограничение между xi2 и yi2. Если ( ri1) ( ri2), то. Если (ri1 =) (ri2 ), то i можно исключить i можно исключить из из, QQ {(xi2,ri2,yi2)}. Если (ri1 ) (ri2 = ), то i можно исключить из, QQ {(xi1,ri1,yi1)}. Если (ri1 = ) (ri2 =), то D–Time–граф G, несогласован.

На основе этого правила разработан алгоритм предварительной обработки (алг. 1), особенностью которого является то, что после первого просмотра всего множества PA–дизъюнкций полученное множество PA–резольвент Q добав ляется к графу и оставшееся множество дизъюнкций анализируется повторно.

Этот процесс продолжается до тех пор, пока будет добавлен хотя бы один эле мент в множество Q и исходное множество не пусто.

Алгоритм 1. Предварительная обработка дизъюнктивных ограничений Входные данные: G, – D–Time–граф, где G = (W,E,L).

Выходные данные: G', ' – упрощенный D–Time–граф.

01: E'E;

' ;

G'G 02: do { 03: Q 04: foreach (( 'i={((x, r1, y) (w, r2, z))}) ') { 05: : G' (x,, y);

: G' (w,, z) 06: r1 ;

r 07: if (( r1 ) ( r2) ( =) ( =)) { 08: ' ' \ 'i 09: if ( = ) Q Q {(w, r2, z)} 10: if ( =) Q Q {(x, r1, y)} 11: if ( = =) return inconsistent 12: } // foreach 13: E'E' Q;

G'=(W, E') 14: } 15: while ((Q) ( )) 16: return G'=(W, E'), ' Для ДЗСВО разработаны адаптированные ПСПП:

(2) Выводимости: если существует dik i, такое, что G dik, то дизъюнктивное ограничение i может не включаться в множество поиска '.

* (3) Резолюции: если существует dik i, такое, что граф G =(W,E dik) – является ** согласованным, и для всех dil i, lk, граф G =(W,E dil) – является несогласо ванным, то дизъюнктивное ограничение i может не включаться в множество поиска ' и QQ dik.

В случае ДЗСВО дизъюнкции могут содержать более двух элементов и возможна ситуация, когда по правилу резолюции будет невозможно исключить из рассмотрения дизъюнкцию i. Однако в случае, если существует dih i, та * кой, что граф G =(W,E dih,L) является несогласованным, то нет необходимости в рассмотрении dih с помощью алгоритма поиска с возвратами, т.к. попытка ак тивации ограничений из dih приведет к возврату. В этом случае пространство поиска может быть уменьшено не исключением целого дизъюнктивного огра ничения, а за счет исключения дизъюнкта (дизъюнктов) из дизъюнкции. Пред ложены алгоритмы сокращения пространства поиска на основе предлагаемых правил.

В ИСППР, ориентированных на работу в открытых и динамически изме няющихся ПО, требуется часто модифицировать множество временных огра ничений. При этом в интервалах между изменениями необходимо выдавать от веты на запросы о согласованности (задача ) и вычислять выполнимые ог раничения (задача ). Кроме того, при решении ДЗСВО требуется периоди ческое изменение решенной ЕЗСВО, полученной на основе точных ограниче ний, по мере вычисления дизъюнктивных ограничений. В этой ситуации целе сообразно использовать принцип пошагового анализа модификаций, выпол няемых в исходной сети временных ограничений, позволяющий сократить ряд этапов решения ЗСВО. Если применять для решения ЗСВО после каждого из m изменений базовые алгоритмы, то сложность вычислений можно оценить вели чиной O(m ), где –сложность решения ЗСВО на одном шаге. Предлагаются алгоритмы, позволяющие уменьшить сложность: во–первых, это алгоритмы, исключающие ряд этапов решения ЗСВО и ДЗСВО за счет анализа производи мых изменений;

во–вторых, предложены новые алгоритмы для решения ЗСВО и ДЗСВО по мере поступления информации, основанные на представлении TLPA–графа в виде множества существенных путей.

Опр. 12. Путем xy=x0,x1,..xkиз вершины x в вершину y в графе G назы вается последовательность вершин, в которой x0=x, xk=y и (xi,xi+1) E для всех 0ik. В качестве веса пути примем w(xy)=, где – пометка ребра (xi,xi+1). В случае, если при вычислении веса wxy в графе G существует на правленная связь (y,l,x), то в качестве wxy принимается ~l. Будем называть путь xy существенным, если w(xy)U и w(xy).

Определим P – множество всех направленных путей между всеми верши нами в графе G. Число возможных элементов в P не превышает значение e2, где e – число ограничений, входящих в E. Определим: P' – множество существен ных путей в графе G, P' P;

множество входящих в вершину x путей Lp(x)={lx|lx,lx P'} и множество выходящих из вершины x путей Rp(x)={xm| mx,xm P'}. Предложен алгоритм вычисления выполнимого ограничения меж ду временными переменными x и y (алг. 2), сложность которого составляет O(max(|Rp(x)|,|Rp(y)|,|Lp(x)|,|Lp(y)|)) при условии, что множества Rp и Lp могут быть вычислены за время O(k), где k константа.

Алгоритм 2. Алгоритм вычисления выполнимого ограничения Входные данные: x,y–моменты времени;

P'–множество всех существенных путей.

Выходные данные: выполнимое ограничение для переменных x и y.

01: ForwardPatches Rp(x) Lp(y) 02: RearwardPatches Rp(y) Lp(x) 03: Rxy = 04: Ryx = 05: return RxyRyx Алгоритмы создания (алг. 3) и удаления ограничений строятся так, что они выполняются над множеством существенных путей и что ограничения, которые могут привести к несогласованности, отсекаются на этапе внесения. Сложность алг. 3 оценивается величиной O(|Rp(y)||Lp(x)|), требуемый для работы объем па мяти – O(e2).

Алгоритм 3. Алгоритм создания ограничений Входные данные: x,y – моменты времени, r – ограничение, r {,,,};

P' – множество всех существенных путей в графе G.

01: r' Алгоритм 2(x,y,P') 02: if (r'r=) return inconsistent // найдена несогласованность 03: if (r' r) return // Существующее ограничение сильнее вносимого 04: foreach (lx Lp(x)) { // Вычисление существенных путей 05: if ((w(ly)U)(w(ly))) P' = P' ly // ly существенный 06: foreach (ym Rp(y)) if ((w(lm)U)(w(lm))) P' = P' lm // lm – существенный 07: } // foreach lx Lp(x) 08: foreach (ym Rp(y)) if ((w(xm)U)(w(xm))) P' = P' xm // xm – существенный Алг. 3 в результате работы вносит в множество существенных путей пути, которые образуются в TLPA–графе в результате создания связи (w,l,v). Слож ность алгоритма удаления ограничения существенно выше сложности алг. 3 и оценивается в худшем случае величиной O(e2). Алгоритмы пошагового уточне ния решения построены так, что они позволяют поддерживать в актуальном со стоянии множество всех существенных путей на TLPA–графе G, соответствую щему ЗСВО, после каждого изменения. В результате может быть получен толь ко согласованный граф. Основным преимуществом предложенного подхода яв ляется то, что после каждого изменения не требуется вызов дополнительных алгоритмов проверки согласованности и вычисления неявных ограничений.

В заключительной части второй главы рассматривается способ решения интервальных и точечно–интервальных ЗСВО, основанный на переходе к то чечным ОДЗСВО и ДЗСВО.

В третьей главе рассматриваются вопросы, связанные с программной реализацией СВР. Формулируются требования к СВР, рассматриваются базо вые принципы реализации СВР, которая должна обеспечивать: представление и хранение информации о времени;

поддержку временной согласованности БЗ при добавлении в нее новой информации (задача );

решение задачи поиска минимальной ЗСВО (задача );

решение задачи поиска согласованного сце нария (или всех возможных согласованных сценариев) (задачи и );

проверку истинности временных утверждений.

СВР должна достаточно просто конфигурироваться и встраиваться в более крупные приложения, обеспечивать простой переход с одной модели временно го вывода на другую, поддерживать как транзакционный (по запросу), так и ав томатический режим работы. Для обеспечения простого подключения СВР к более крупным приложениям, она организуется в виде модуля, в котором скон центрированы механизмы представления и обработки информации о времени.

Этот модуль может взаимодействовать с системами–клиентами через интер фейс связи (рис. 2), который в полной мере обеспечивает набор необходимых системе–клиенту возможностей для оперирования временными зависимостями.

Детализируется архитектура СВР (рис. 2), включающая два основных блока – контроля и базы моделей (БМ). Блок контроля реализует протокол взаимодей ствия с ИС и обеспечивает доступ к экземплярам ЗСВО, содержащимся в БМ.

БМ может содержать модели, для которых решение ЗСВО основывается на различной алгоритмической базе и внутреннем представлении. При этом кли ентские приложения СВР абстрагированы от тонкостей внутренней организа ции модулей–решателей ЗСВО за счет стандартизированного интерфейса связи и протокола взаимодействия. Важной частью этого протокола является пред ложенный в работе язык запросов СВР – TQL (Temporal Query Language).

Рассматривается разработанный модуль интеграции СВР с инструменталь ным средством конструирования ИС CLIPS (C Language Integrated Production System). Описываются разработанные программные средства – интерпретатор TQL, графический редактор сетей временных ограничений (рис. 3) и монитор нагрузки СВР. Приводятся результаты тестирования СВР в разных режимах функционирования и результаты проведенных экспериментов по сравнению предложенных и улучшенных алгоритмов решения ЗСВО с базовыми (рис. 4).

Анализ полученных результатов подтвердил оправданность реализации пред ложенных улучшений и существенное превосходство разработанных алгорит мов решения ЗСВО по сравнению с базовыми алгоритмами.

Рис. 2. Базовая архитектура СВР Рис. 3. Экран графического редактора СВР Базовый алгоритм Предложенный улучшенный алгоритм Предложенный алгоритм пошагового уточнения ре Время, сек.

шения ЗСВО Рис. 4. Экспериментальное сравнение алгоритмов решения ЗСВО по мере поступления информации В четвертой главе рассматривается практическое применение СВР в со ставе ИСППР РВ диагностики аварийных ситуаций и в составе блока управле ния движением автотранспорта для ИС УП sPARK. Современные парковки представляют собой сложные комплексы, оборудованные автоматическими шлагбаумами, камерами видеонаблюдения, охранной и пожарной сигнализаци ей и т.п., и актуальность создания эффективных систем управления доступом автотранспорта существенно возросла.

Основной целью ИС УП является обеспечение жизненного цикла парковки и сведение к минимуму функций обслуживающего персонала. В задачи ИС УП входит обеспечение контроля проезда на территорию комплекса, учет владель цев транспортных средств, предотвращение угона, препятствие несанкциони рованному доступу на территорию и обеспечение управления соответствую щим оборудованием. В качестве объекта доступа выступает автомобиль, а ис полнительных устройств – шлагбаумы и ворота. После принятия решения «дос туп разрешен» необходимо проконтролировать факт проезда автомобиля на территорию с учетом временного фактора. Рассматривается способ построения ИСППР РВ для ИС УП на основе СВР. Приводится разработанная архитектура, определяется набор правил с представлением временных зависимостей для за дачи предотвращения злоупотреблений со стороны посетителей и обслужи вающего персонала (ЛПР). Отмечается, что за счет применения СВР становятся доступными дополнительные механизмы контроля. Для управления жизненным циклом точек въезда/выезда используются продукционные правила, в которых явно вводятся временные ограничения. Пример правила «Если в момент време ни t1 была активирована операция въезда a и в момент времени t2: t2-t12.5 мин.

операция a все еще активна, то обратить внимание оператора на задержку на въезде». При анализе последовательностей событий с помощью СВР можно выделять подозрительные (нештатные) ситуации, например, на угон (рис. 5).

Рис. 5. Ситуация, подозрительная на угон машины Рассматривается применение СВР в рамках ИСППР РВ, решающей задачу классификации нештатных ситуаций, возникающих, например, при попытке «обойти» контролирующие функции системы, имитируя сбой или информируя о ложных сбоях. В таких ситуациях задача системы заключается в предоставле нии возможности руководству определить, является ли сбой ложным, и выяс нить реальную причину события. Следует отметить, что СВР при анализе сбоя оперирует неточной (факт сбоя может быть поставлен под сомнение) и непол ной (в случае частичной потери соединения с элементами системы) информа цией. Благодаря хранению истории проведения операций на точках проезда и доступа в СВР возможна организация поиска нештатных ситуаций и автомати ческой классификации сбоев. Нештатные ситуации могут быть выделены за счет анализа последовательности выполненных операций путем проверки экви валентности наблюдаемых в процессе конкретной операции событий и эталон ных моделей штатного или нештатного развития ситуации.

Разработанная ИСППР РВ анализа нештатных ситуаций может функцио нировать в двух режимах непрерывный контроль с выделением аномалий в момент наблюдения и контроль по запросу. Модуль анализа нештатных ситуа ций построен по следующей архитектуре (рис. 6). Решатель на основе преце дентов соотносит временные диаграммы в последовательностях операций за определенный период с моделями, хранящимися в базах типовых штатных и нештатных ситуаций, применяя функции, предоставляемые СВР. В случае вы явления типовой нештатной ситуации ее данные заносятся в базу найденных нештатных ситуаций. Если же выявляется ситуация, которая не описана в базах типовых ситуаций, то она заносится в отдельную базу, содержимое которой анализируется экспертами.

Рис. 6. Архитектура модуля анализа нетиповых ситуаций Применение разработанной ИСППР позволяет решить следующие задачи:

выделение сбоев в работе ИС УП и подготовка для ЛПР экспертной оценки на блюдаемых сбоев по базе типовых проблемных ситуаций;

определение нештат ных ситуаций, которые возникли в процессе эксплуатации ИС УП, но не были учтены при разработке управляющих правил;

пресечение попыток противодей ствия обслуживающего персонала и посетителей.

В заключении приведены основные результаты диссертационной работы и сделаны общие выводы.

В Приложения вынесены вспомогательные таблицы и алгоритмы, а также обзор разработанного языка TQL и правила управления и контроля, применен ные в разработанной ИС УП.

ОСНОВНЫЕ РЕЗУЛЬТАТЫ ДИССЕРТАЦИОННОЙ РАБОТЫ 1. Проведено исследование формальных систем оперирования временем и временными зависимостями, составлена их классификация и выбран форма лизм для реализации временного вывода в ИС типа ИСППР РВ.

2. Рассмотрены основные требования к СВР и принципы ее построения.

Определены основные задачи и функции СВР, необходимые в клиентских при ложениях. Предложен принцип взаимодействия СВР и ИС.

3. Определена временная логика TLM. Предложен метод решения задач TLM, основанный на преобразовании множества утверждений TLM в ДЗСВО.

4. Рассмотрен метод решения качественных точечных ЗСВО, основанный на преобразовании ЗСВО в задачу на графе. Предложены алгоритмы решения за дач выполнимости и поиска минимального представления.

5. Предложены методы ускорения процесса решения точечных ЕЗСВО. Ис следованы алгоритмы решения ДЗСВО и определены методы снижения их вы числительной сложности. Введено понятие ограниченной ДЗСВО и приведены методы ее решения. Предложено правило, позволяющее уменьшить число мо дификаций TLPA–графа в процессе решения ДЗСВО.

6. Рассмотрены методы сокращения пространства поиска для алгоритмов поиска с возвратами для решения ОДЗСВО и ДЗСВО. Предложены схема при менения ПСПП, позволяющая сократить множество дизъюнктивных ограниче ний, объединенное правило выводимости и резолюции, позволяющее сущест венно сократить число вызовов алгоритма поиска выполнимого ограничения, и правило редукции числа дизъюнктов в ограничениях.

7. Предложены алгоритмы пошагового уточнения решения качественных точечных ЕЗСВО и ДЗСВО.

8. Предложены метод решения интервальных и точечно–интервальных ЗСВО, основанный на преобразовании в точечную ДЗСВО, и стратегия автома тического выбора предпочтительного алгоритма для поиска решения.

9. Предложена архитектура и программная реализация СВР. Исследованы особенности построения решателей ЕЗСВО и ДЗСВО, предложена базовая ар хитектура решателя. Разработан язык временных запросов TQL. Рассмотрены возможности интеграции СВР со средством построения ИС CLIPS.

10. Проведено тестирование СВР, показавшее целесообразность использова ния предложенных в работе методов повышения быстродействия, а также су щественное преимущество по быстродействию разработанных алгоритмов по шагового уточнения решения ЗСВО по сравнению с базовыми.

11. Рассмотрено практическое применение СВР в ИСППР РВ в составе ИС УП sPARK, решающей задачу помощи ЛПР при анализе нештатных ситуа ций и управлении проездом автотранспорта. ИС УП установлена на ряде объ ектов на территории РФ и СНГ, о чем получены акты о внедрении. Результаты диссертационной работы использованы также в научно-учебном процессе ка федры прикладной математики МЭИ (ТУ).

СПИСОК РАБОТ, ОПУБЛИКОВАННЫХ ПО ТЕМЕ ДИССЕРТАЦИИ 1. Еремеев А.П., Куриленко И.Е. Реализация временных рассуждений для интеллектуальных систем поддержки принятия решений реального времени // «Программные продукты и системы». Приложе ние к междунар. журналу «Проблемы теории и практики управления», № 2, 2005, с. 8–16.

2. Еремеев А.П., Куриленко И.Е. Реализация механизма временных рассуждений в современных ин теллектуальных системах // Изв. РАН. Теория и системы управления, 2007, № 2, с. 120–136.

3. Еремеев А.П., Куриленко И.Е. «Моделирование временных рассуждений в интеллектуальных систе мах реального времени» // Вестник МЭИ, 2008. №1. С. 114-123.

4. Еремеев А.П., Куриленко И.Е. Некоторые принципы построения систем временных рассуждений для СППР РВ // Сб. тр. научной сессии МИФИ–2004 в 15 т. – Т.3. – М.:МИФИ, 2004. – С. 58–59.

5. Еремеев А.П., Куриленко И.Е. Архитектура подсистемы темпоральных рассуждений для ИСППР РВ // Тез.

док. 10–й междунар. научно–техн. конф. студентов и аспирантов «Радиоэлектроника, электротехника и энергетика» в 3 т. – Т.1, – М.:Изд. МЭИ, 2004, – С. 320–321.

6. Куриленко И.Е. Разработка единого внутреннего представления временных ограничений, заданных в тер минах точечной модели времени // Тез. док. 11-й междунар. научно–техн. конф. студентов и аспирантов «Радиоэлектроника, электротехника и энергетика» в 3 т. – Т.1, – М.:Изд. МЭИ, 2005, – С. 340–341.

7. Куриленко И.Е. Унифицированный алгоритм проверки согласованности множества отношений для точеч ной модели времени // Сб. тр. научной сессии МИФИ–2005 в 15 т. – Т.3. – М.:МИФИ, 2005. – С. 156–157.

8. Еремеев А.П., Виноградов О.В., Куриленко И.Е. Расширение языка CLIPS в плане конструирования интел лектуальных систем поддержки принятия решений реального времени // Сб. тр. междунар. науч.–техн.

конф. «Интеллектуальные системы» в 3 т.–Т.1.–М.:ФизМатЛит, 2004, с.286–294.

9. Куриленко И.Е. Алгоритм проверки согласованности множества неточных точечных временных ограниче ний // Труды междунар. науч.–техн. конф. «Информационные средства и технологии». – М.: Янус–К, 2005.– Т.2.–С.24–27.

10. Еремеев А.П., Куриленко И.Е. Интеграция системы временных рассуждений со средой CLIPS // Сб. тр. ме ждунар. науч.–техн. конф. «Интеллектуальные системы» и «Интеллектуальные САПР» в 3 т. – Т.1. – М.:

ФизМатЛит, 2005, С. 301–312.

11. Борисов А.В., Казарицкий А.С., Куриленко И.Е. О современных подходах к построению систем учета авто транспорта. Программно–аппаратные средства// Информационные технологии в моделировании и управле нии. – 2005. – Вып. 5 (23). – С. 636–642.

12. Борисов А.В., Куриленко И.Е. Модель временных рассуждений в распределенной системе учета автотранс порта // Информационные технологии в моделировании и управлении.–2005.–№5(23).–С. 786–794.

13. Борисов А.В., Куриленко И.Е., Хотимчук К.Ю. Модель временных рассуждений в распределенной системе платного доступа автотранспорта // Труды междунар. науч.–техн. конф. «Информационные средства и тех нологии». – М.: Янус–К, 2005.–Т.2.–С.20–24.

14. Куриленко И.Е. Адаптация алгоритмов временного вывода для качественной точечной модели времени к динамическому изменению исходного множества временных ограничений // Тез. док. 12-й междунар. на уч.–техн. конф. студентов и аспирантов «Радиоэлектроника, электротехника и энергетика» в 3 т. – Т.1, – М.:Изд. МЭИ, 2006, – С. 402–403.

15. Куриленко И.Е. Применение механизма временных рассуждений в системе контроля доступа автотранс порта // Сб. тр. междунар. науч.–техн. конф. «Информационные средства и технологии» в 3 т.–Т.3.–М.:

Янус–К, 2006.–С.118–121.

16. Куриленко И.Е. Повышение эффективности алгоритмов вывода для системы временных рассуждений // Десятая нац. конф. по искусственному интеллекту с междунар. участием КИИ–2006 (25 –28 сентября г., г.Обнинск): Тр. конф. в 3 т. – Т.1. – М.: ФизМатЛит, 2006, – С. 365–373.

17. Еремеев А.П., Куриленко И.Е. Применение механизма временных рассуждений в системе автоматизации парковочного комплекса // Сб. тр. междунар. науч.–техн. конф. «Интеллектуальные системы» и «Интеллек туальные САПР» в 3 т. – Т.1. – М.: ФизМатЛит, 2006, – С. 208–218.

18. Куриленко И.Е. Применение механизма временных рассуждений в системе автоматизации парковок // Тез.

док. 13–й всероссийской межвузовской науч.–техн. конф. «Микроэлектроника и информатика 2006». – М.:МИЭТ, 2006. – С.203.

19. Куриленко И.Е. Повышение быстродействия алгоритмов временных рассуждений для качественной точеч ной модели времени // Сб. тр. научной сессии МИФИ–2006 в 15 т.–Т.3. – М.:МИФИ, 2006. – С. 154–155.

20. Еремеев А.П., Куриленко И.Е. Моделирование временных рассуждений в интеллектуальных системах // Сб.

тр. междунар. науч.–техн. конф. «Интеллектуальные системы» и «Интллектуальные САПР». Науч. изд. в т.–Т.2.–М.:ФизМатЛит, 2007,–С. 22–32.

21. Eremeev A.P., Kurilenko I.E. Temporal reasoning for intelligent systems // In proc. Of the International Scientific Conferences “Intelligent Systems” (AIS’07). In 4 volumes. Vol. 4. – Moscow: Physmathlit, 2007, pp. 96.

Еремеев А.П., Куриленко И.Е. Временные рассуждения в интеллектуальных системах // Сб. тр. междунар.

науч.–техн. конф. «Интеллектуальные системы» AIS’07. Науч. изд. в 4 т.–Т.4.–М.:ФизМатЛит, 2007,–С. 96.

22. Куриленко И.Е. Применение механизма временных рассуждений при построении систем учета автотранс порта // Тез. док. 13-й междунар. науч.–техн. конф. студентов и аспирантов «Радиоэлектроника, электро техника и энергетика» в 3 т.–Т.1,–М.:Изд. МЭИ, 2007,–С. 370–371.

23. Куриленко И.Е. Представление метрической информации с помощью TL–графов (графов, взвешенных временной информации) // Труды междунар. науч.–техн. конф. «Информационные средства и техноло гии».–М.: МЭИ,2007.–Т.3.–С.52–55.

24. Борисов А.В., Куриленко И.Е. Применение управляемой программной архитектуры при разработке систем автоматизации парковочных комплексов // Труды междунар. науч.–техн. конф. «Информационные средст ва и технологии МФИ–2007». – М.: МЭИ, 2007.–Т.3.–С.35– 25. Еремеев А.П., Куриленко И.Е. Применение временных рассуждений в интеллектуальных системах реаль ного времени // Интеллектуальные системы. Коллективная монография. Выпуск второй. / Под. Ред. В.М.

Курейчика. – М.: ФизМатЛит, 2007, 114–130.

26. Eremeev A.P., Kurilenko I.E. Implementation of the Temporal Reasoning Mechanism in Modern Intelligent Sys tems // J. of Computer and Systems Sciences International, 2007. Vol. 46. №2. Pp. 279–294.

Еремеев А.П., Куриленко И.Е. Реализация временных рассуждений в современных интеллектуальных сис темах // Международный журнал компьютерных и системных исследований, 2007. том 46. №2. С. 279–294.

27. Куриленко И.Е. О методах улучшения алгоритмов вывода для системы временных рассуждений // Сб. тр.

IV–й междунар. научно–практической конф. Интегрированные модели и мягкие вычисления в искусствен ном интеллекте в 2 т. – Т.1. – М.:ФизМатЛит, 2007 – С.149–156.

28. Куриленко И.Е. Система временных рассуждений для интеллектуальных систем // Тез. док. 14-й междунар.

науч.–техн. конф. студентов и аспирантов «Радиоэлектроника, электротехника и энергетика» в 3 т. – Т.1 – М.: Изд. МЭИ, 2008. – С. 299–301.

29. Куриленко И.Е. «Обработка отношений неперекрываемости интервалов времени» // Сб. тр. научной сессии МИФИ–2007 в 17 т. – Т.3. – М.:МИФИ, 2007. – С. 198–199.

30. Куриленко И.Е. «Пошаговые алгоритмы временных рассуждений для точечной модели времени» // Сб. тр.

научной сессии МИФИ–2008 в 15 т. – Т.10. – М.:МИФИ, 2008. – С. 132–133.

Подписано в печать..08 Зак. Тир. _ П.л. 1, Полиграфический центр МЭИ (ТУ) Красноказарменная ул., д.

 

Похожие работы:





 
2013 www.netess.ru - «Бесплатная библиотека авторефератов кандидатских и докторских диссертаций»

Материалы этого сайта размещены для ознакомления, все права принадлежат их авторам.
Если Вы не согласны с тем, что Ваш материал размещён на этом сайте, пожалуйста, напишите нам, мы в течении 1-2 рабочих дней удалим его.