JP2001504257A

JP2001504257A - 資源割当て

Info

Publication number: JP2001504257A
Application number: JP52332498A
Authority: JP
Inventors: レセイント、デイビッド; バウダリス、クリスタス; アザーミ、ネイダー; ライスウェイテ、ロバート・ノエル・ウィリアム; オードノギー、ジョン・ジョーゼフ; ノーブル、アンドリュー・ポール; ウォーカー、ポール; アレットソン、イアン・スチュアート
Original assignee: British Telecommunications PLC
Current assignee: British Telecommunications PLC
Priority date: 1996-11-22
Filing date: 1997-11-12
Publication date: 2001-03-27
Also published as: CN1218260C; WO1998022897A1; EP0938714A1; DE69703938T3; ES2155678T3; DE69703938D1; CN1238849A; AU4957397A; EP0938714B2; ES2155678T5; EP0938714B1; DE69703938T2; AU722806B2; HK1022539A1; US6578005B1

Abstract

(57)【要約】複数の資源で、一般にサービスの効果をもたらすものが、複数のタスクに割当てられ、その方法は、割当てられることになるタスクとそのタスクの実行で利用される資源とに関する初期情報が先ず資源をタスクに割当てる一連の計画を生成し、それから更新された情報に応答して少くとも１つの資源の個々の計画を変更し、それによって個々の計画に対する変更が計画生成手段とは独立にこのような更新された情報に応答して行なえるようにする。計画の初期のシリーズが二段階プロセスとして生成することができ、このプロセスでは規則応用システム（３０）は割当てをするのがむづかしいとして選ばれたタスクを割当て（例えばこれらのタスクが他のタスクとリンクされているという理由である）、それから推計学的な（非組織的）探査システム（３１）が計画の残りを編集する。定期的に推計学的なシステムはさらに規則応用システム（３９）がこれまでに作られた計画を解析し、その計画の中で一番よいものを固定することができるように割込みをかけられるようにし、それによって推計学的システム（３１）が残っている計画を改良することに集中できるようにする。このシステムがタスクと資源に対する要求の急速な変更を計画を生成するのに必要とされる時間よりも早い度合で取扱えるようにするために、計画変更システム（４０）は計画生成システム（３０、３１）により配送される計画更新の間で短期間に変更をすることができるようにされている。

Description

【発明の詳細な説明】資源割当てこの発明は複数の資源の複数のタスクへの割当てを最適化する方法と、この方法を実行する装置とに関する。資源の利用可能性と実行すべきタスクとの両方が動的に変化する場合に使用するのに特に適している。このような場合の例は、人的な現場での力、例えば緊急要員とかタクシー運転士といった人達、自動車修理呼出し現場の力とか、電気、水道供給システムや遠隔通信号といった分散形システム用の保守現場の力といった対象にタスク（課題）を割当てることがある。このような場合に、作業負荷は大きく変り、しかも急変するものであり、加えて、タスクは実時間で割当てられねばならず、その理由は必要とされる応答時間がタスクそれ自体の継続時間程度であり、技術者の作業する一日よりはるかに短いものであることによる。個々のタスクの継続時間はそれ自体が大層変り易いもので、ときには予測し難く、それが割当てを待っているタスクにとっての資源の使用可能性に影響を及ぼす。先行技術のシステムで、国際特許出願番号ＷＯ９５／２６５３５に記載されているものでは、各資源に対して、使用可能となる時間が推定されるシステムを記述している。各タスクは時間依存関数であって“コスト関数”と名付けるものを指定されている。このコスト関数はある与えられた時間にそのタスクに割当てられる資源についての結果（重要度）の測度である。例えば、ある資源が締切り時間として顧客に保証されていた期限までに割当てできないとすると、補償がその顧客に支払われなければならなくなるというものである。タスクへ、タスクから、またタスク間で、の移動時間と、アイドリング時間（これはある資源が次の割当てられたタスクを直ちに実行できないときに、その資源がそれをすることができるようになるまでに生ずるもので、例えばその場所へのアクセスが得られるまでとか、継続中の先行するタスクが終了するまでとかである）は別の因子となる。資源とのタスクの各組合せに対して、予測したコストを判断することができる。このコストは各タスクに対する時間依存関数の値の和であり、割当てられた資源がそのタスクにとって使用可能となる時間で得られるものである。最低の全体コストを与える組合せがそこで判断される。上述の特許に開示されている別な特徴として、両立しないタスク／資源の組合せが割当てられないことを確かなものとし、また、タスクと資源とに優先順位をつけることにより複雑さを減らしたものが開示されている。割当て計画（スケジュール作り）はプログラムを定期的に（例えば５分毎に）運用させるか、要求により（例えば、技術者が新しいタスクを求めるときとか新しいタスク要求がシステムに加えられるとかのときに）更新を維持するようにできる。このシステムは大量の処理能力を必要とし、その理由は全体の割当て計画がプログラムが運行される度毎にそこを起点（スクラッチ）として構築されるからである。このやり方は割当て基準自体が比較的簡単な場合には沢山の個々の要素（タスクと資源）とが関係していても可能である。問題が一層取扱い難くなるのはタスク間あるいは関与する人間の間に複雑な相互関係がある場合である。例えば、あるタスクは複数の人達が、同時に別の場所で、ある接続が２つの場所間で完全かどうかを判断するのに必要とすることがある。ほかの環境では、タスクが特定の順序系列で実行されねばならず、別な要員がその性質のために必要とされる場合である。先行技術のシステムは実時間で運用され、プログラムの運用に使える時間は制限されているので、１つのタスクを、あるいはせいぜい非常に僅かな数のタスクだけを前もって計画できるにすぎない。これは、計画が長期間にわたってサブオプチマル（最適状態に未踏達）である状態をもたらすことになりそうで、とくに、タスクが一日のうちの大部分を占めるとか、数日に及びとかいうような場合に関与しているときには、資源を長期間にわたって使用可能とすることをこのようなシステム内で勘案することが容易ではなくなることになる。実時間プロセスと関係する別な問題は、大きな優先順位をもつタスクがあり、かつ数人の技術者がそれをできる場合に、上述の先行記述の実時間プロセスは特定の個々の技術者に対する次のタスクとして計画を立てることである。これは通常はタスクの地理的位置と一番近いところにいるのはどの技術者かに応じて、また現在の仕事を第１番に済ませると予測されるのはどの技術者かに応じて選ばれることになる。しかし、もし選ばれた技術者がその者の現にしているタスクに遅れを生じて、この次のタスクに対する目標時間が危くなると、利用できる他の技術者を代りに割当てることは、全体の計画立案プロセスを再度運行させない限り、することができない。これが生ずるまではタスクは第１の技術者に対して計画されたまま残ることになる。代りのやり方で複雑な相互関係と長期間タスクを直ちに取扱うものは、丸一日（あるいはそれよりも長期）にわたっての計画を構築するというものである。これは沢山の計算機時間（例えば夜通し）をそれに割当てることにより、非常に厳格にすることができる。しかしその結果は変動する環境に直ちに適用できず、その理由は単純で、第１に大量の計算機時間がそのために使われることにある。 G J Garwood and A C Robinson：“Work Management System”，British Tele communications Engineering Journal：Vol 10 October 1991にされている二つの異なるシステムについての提案は、１つが上の２つのやり方の各々に従ったものである：“実時間システム”は実時間計画立案に適した比較的直接的であるが急ぐ場合を取扱い、また“計画構築”システムはもっと複雑であるが急がない場合に適しており、複雑だがゆっくりとした計画立案に向いたものとなっている。しかしこれは多数の欠点がある。第１に、最初の決定がされて、どの資源とタスクとが各システムに割当てられるかを決めねばならない。資源はシステム間で行ったり来たりの切換えができない（例えば、１つのシステムで短期間タスクを実行し、他のシステム内で２つのもっと大きなタスク間を埋めるということの切換えをいう）。２つのシステム間にはリンクを備えることができ、もし複雑な計画の１つが予期されなかった理由で失敗すると、資源とタスクでこれ以上もとの複雑な計画を実行をしたり実行されたりできないものは実時間計画立案システムに転送される。しかし、実時間計画立案システムはこのようなタスクを直ちに処理するように構成されていない。ときに実時間計画立案器はその目標時間が切迫したタスクだけを考慮するように拘束されていて、即座に応答する必要はもっとタスクを調べるということを予め排除している。この発明によると、タスク割当て装置が用意されており、その構成は：割当てられることになるタスクと、そのタスクを実行するために利用できる資源とに関する情報を用意する入力手段と；該資源を該タスクに割当てて、それにより、各資源に対して、初期計画を生成する計画生成手段と；該初期計画を記憶する記憶手段と；該入力手段から、タスクと資源とに関する更新された情報を受ける更新手段と；この更新された情報に応答して少くとも第１の資源の初期計画を変更する変更手段とを含み、該初期計画への変化が前記更新された情報に応じて、該計画生成手段とは独立して行なえるようにしたタスク割当装置が提供されている。別な特徴によると、複数の資源を複数のタスクに割当てる方法が用意されており、この方法の構成は計算機を用いて次の機能を実行することである：割当てられることになるタスクと該タスクを実行するために利用可能な資源とに関する初期情報を用意することと、各資源に対して、該資源を該タスクに割当てるために初期計画を生成することと、該初期計画を記憶することと、該タスクと資源とに関する更新された情報を用意することとを含んでおり、それによってこの更新された情報に応答して少くとも第１の資源の初期計画を変更する段階とを含み、初期計画への変化が前記更新された情報に応じて、該初期計画の生成プロセスとは独立して行えるようにした方法となっている。このやり方では、従来技術のやり方で見られたのとは違って、２つの基本的なプロセス間での協調がより密接となっている。初期計画はタスクから構成されていて、タスクは、ある理由により、割当がむづかしいものとなっている。この計画が次に完成されたり、変更されたりするのに更新された情報が使われる。初期計画は定期的に生成されるのが好ましく、またこうして生成された初期計画は初期計画の定期的な生成の間にデータの受領に応答して変更されるのが好い。この定期性は使用者が自己の要件に適うように選ぶことができる。計画が比較的頻繁に生成されるとすると、使用者は支配中の初期生成プロセスと一緒にプロセスを運用でき、それが現在の初期計画が時期に適ったものであることを確かにし、生成プロセスの運行の間で新しいデータにより変更されるごく僅かな計画だけを伴うようにする。代って、もし計画がそんなに頻繁に生成されなければ、修正プロセスが支配的となるが（その理由は生成プロセスの最新運行後にもっと多くの計画が変更されることになるから）、これはもっと厳密な解を生成するために更新の間でもっと時間をとれるようにする。さらに、使用者は各プロセスによってどのくらいの量の処理が実行できるかを選ぶことができる。初期プロセスによって沢山実行がされるほどより厳密な計画が生成される。しかし、これにはもっと処理時間を必要とし、その間に生成される計画は新しい入力データが到達することよって陳腐化したものとなって行く。変更プロセスは初期計画の定期的生成の間は留保でき、更新された情報はその生成が完了するときには初期計画を変更するために使用される。代って、変更プロセスを初期計画の生成の間に続けることができ、こうして変更された計画はその生成が完了するときに初期計画への変更として入力されてもよい。実質的な更新データ事項が受領され、それが既存の計画、あるいは現在生成されている計画を必要ないものとしてしまうのであれば、計画生成プロセスは上で述べた定期動作で決められたのとは別の時間に始動されてもよい。好ましいやり方では、計画生成機能は選ばれたタスクを計画立案する第１の決定論的段階と、残りのタスクに対するを計画立案する第２の最適化段階とで成り、また第２の段階は第１の段階により計画立案されたタスクを固定のものとして取扱うこととしている。第１の実施例では第２の段階は推計学的プロセスに従って動作する。複数の資源を含むリンクしたタスクの群とか、タスクの系列（シーケンス）を形成するリンクしたタスクの群が第１の、推計学的、段階によって計画立案のために選ばれる。この構造は、計画立案が変わりやすいがしかし割当てがし易いタスクについていくつかの段階で実行できるようにし、もっと割当てがむづかしいが変化が少いタスクに対するのとは異なるやり方で処理されるものとする。このシステムは最適化された計画が定期的に生成されるように便利に構成されていて、変更プロセスが計画生成の間で短期間変化をするようにしている。これが計画生成プロセスを各計画を生成するのにもっと時間をとり、もっと最適な解を生成できるようにし、もしくは、（例えば時間的にもっと進んで）実時間で短時間変化を追跡する必要性によって拘束された運行の場合よりももっと時間を使えるようにし、あるいはその両方ができるようにする。ここで記述した構造は“モジュール形式”であるから、計画生成と変更の個々の段階は他のものとは独立して適応化されるか、他のものと置換するかが行なえる。 “決定論的”とか“推計学的”とかの用語はこの明細書では２つの段階の動作の異なる方法間を区別することと理解されたい。決定論的段階は割当て規則に従って動作し、この規則はシステムオペレータによって、経験に基づいて、部分的な計画を生成するためにシステムに入力される。この部分的計画は、入力されるように選ばれたタスクを計画するための厳格に決められた最適解である。最適化段階は、次に別のタスクを加え、それは部分計画にとって全体の、しかも−般には最適ではない、計画を生成するには比較的簡単である。次に最適化段階はこの最適ではない解についての改良を探査するかが、決定論的な段階によって生成された解のこれらの部分を変えることはできないという拘束条件を置いている。記述した実施例では、最適化プロセスはシミュレートしたアニーリング（熱処理）プロセスである。これは推計学的探査技術の例であり、言い換えれば、拘束条件付きランダムプロセスを用いる探査技術である；すなわち、ランダム性をもつ要素を伴い、解を最も生じそうな領域での探索に集中するが、そうでなさそうに感じられる全領域では探索しないという拘束条件もしくは重み付けを伴うプロセスである。これらの技術は探索されることになる“解空間”が既知の一般的性質をもつときにはほぼ最適の解を見付けるのに有役であり、したがって、このプロセスが探索をするのに最良の領域へと導かれるようにできる。他の推計学的な技術で“丘登り（Hill Climbing）”、“タブー探索（Tabu Search）”、また“一般アルゴリズム（Genetic lgorithm）”技術など、あるいは徹底的な組織的探索が、後述するように適当な環境の下で使用できる。計画生成は第３の、後の最適化段階を含んでもよく、ここではこの最適化段階によって作られた計画が解析されて、個々の計画がさらに最適化を必要とするかを識別されて、このような計画がさらに最適化するための最適化段階の別の反復に入力され、この最適化段階の別な反復は固定のものとして識別されなかった計画を取扱う。計画変更プロセスは複数の選択段階を含んでよく、その各々では実行されるのを待っている複数のタスクが評価されて、第１の資源による実行に適した所与の優先順位のタスクが得られる（一般には新タスクを要求していると報告されたもの）かどうかが判断され、このようなタスクがもし識別されれば第１の資源に割当てられ、その選択段階の各々は順に優先順位が下るようにしてタスクを識別するようにされていて、高い優先順位のタスクが低い優先順位のタスクに先んじて割当てられ、その資源に対する初期最適化計画には関係なしとされる。少くとも１つの選択段階が先ず、その資源についての初期最適化計画が所与の優先順位をもつ実行可能なタスクを含むかどうかについて判断し、もしあればそのタスクを選び、またもしその資源の初期最適化計画がこのようなタスクを含んでいなければ、その優先順位をもつタスクが計画されずに存在するかを判断して、もしあればそのタスクを選ぶ。この明細書でいう用語“計画されたタスク”は現在ある資源に暫定的に割当てられているタスクを意味し、このタスクは結果として、計画が改訂されれば別の資源に割当てることができるものである。すでに述べたように、先行技術のシステムでは、タスクを特定の資源に先行して割当てることになるが、この場合に第１に利用可能となり、かつ他の可能性のあるタスクで割当てられたものを有する他の適切な資源は除外する。この発明のシステムでは、高い優先順位のタスクは一人の特定の技術者に対して最初に計画されてよいけれども、他の技術者でその位置が適切でそのタスクを実行する技をもっている者は、その者が最初に発呼し、そうするとしたときに計画全体に利益がもたらされるのであれば、そのタスクを割当てられる。第２の技術者に対するもともとの計画はそのときは留保され、その計画での各タスクは計画されていない状態となり、ある技術者でそのタスクに適した者が呼び出してくるまでその状態となる。これは第１の技術者であってよく、その者の技術の技と地理的場所とが適切であり、またその者がタスクが他に割当てられる前に発呼したことを条件とする。第２の技術者であってもよく（すなわち、その者に対して最初に計画がされていた者でよく）、第１のタスクをその者が完了するときに、その者の最初に計画されたタスクを実行するのに時間が残っていることを条件とする。しかし、一般にはタスクは第３の技術者に割当てられ、その者の計画が今後は割込みをかけられる（中断される）。計画が無制御状態で進行するという混乱を回避するために、このシステムには資源とタスクとの選ばれた群に対する変化を制限するようにしてもよい。これらは関連する特性を有する資源であってよく、例えば同じような現在の地理的場所とか、現在のタスクの完了推定時間とか、現在実行が計画されているタスクの類型とかいったものの単独もしくは組合のようなものである。こういった資源によって代表される“解空間”（資源、タスク、時間、場所等々の概念上の多次元マトリックス）の領域に限定された計画への変更は、計画への何らかの変化が比較的ゆっくりと解空間を通って伝搬し、その故に計画全体を崩壊する結果とはなりそうもない。とくに、あるタスクで割当てがむづかしいと識別されたものは崩壊を生ずることが許されず、これが“安定性の島（islands of stabitity、解空間の中で変化が最小となるような領域。化学で用いる。）”が解空間に存在することになることを確かにし、これが崩壊が解空間を通って伝搬する速度を低くする傾向をもたらすことになる。計画変更プロセスにより考慮されることになる複数のタスクに、初期計画生成後に、別のタスクを加えてもよく、それによってシステムが初期計画の生成よりも短い時間目盛上で緊急タスクを割当てできるようにする。第３の特徴によって、複数のタスクを複数の資源に割当てるための計算機装置が提供されており、該計算機装置は、中央処理ユニット、メモリ、入力装置及び出力装置を含んでおり、該メモリは計算機を制御するためのプログラムを含んでいて、またそれが資源の予測される利用可能性、タスク優先順位、及び資源に対するタスクの適切さに基づいて初期計画を記憶するようにされており、次の段階を実行するものとする：ある資源が利用可能となるときは、実行されるのを待っている複数のタスクを評価してその資源による実行に適した高優先順位タスクが得られるかどうかを判断して、それを資源に割当てることと；このようなタスクが実行のために資源を得られなければ、その資源の初期最適化計画上の次のタスクを評価して、それが実行できるかを判断して、実行できるときは資源にそれを割当てることと；前記次のタスクが実行するために資源を得られなければ、資源に対して複数のタスクからより低い優先順位のタスクを割当てることとの段階を実行する。この発明の実施例を例としてに限り、添付の図面を参照して記述して行く。図１はこの発明に従い動作するように構成された計算機Ｘを含むシステムの一般的な構成を示す。図２は図１の計算機Ｘの部品を示す。図３は当初計画生成システムの機能構成図であり、タスクに暫定的に資源を割当てる最初の最適化した計画を生成するものである。２つの主成分として決定論的 “前置計画立案部”段階３０と、推計学的“最適化サブシステム”段階３１とがある。図４は計画変更サブシステム４０の機能ブロック図であり、資源が利用可能となると、資源をタスクに実時間で割当てるものであり、図３の計画生成システムにより生成された初期最適化計画を用いている。図５は図３の前置計画立案部の動作を示す流れ図である。図６，７，８，９は５つの異なる状態に対して、タスク割当てのコストの時間変化を示す。図１０は図３のサブシステムを最適化する動作を示す流れ図である。図１１は最適化サブシステム３１により使用されるシミュレートしたアニーリングプロセスを示す。図１２，１３，１４はタスクが図４の割当てシステムにより技術者に割当てられる方法を示し、図３のシステムにより生成された初期最適化計画とその計画への実時間変更とに基づいている。図１５，１６，１７はこの発明のシステムの動作について３つのモードを示している。図１を見ると、遠隔通信システム（ブロックＮで表わす）が示されており、それが故障監視用システムＦＭＣによって監視されている。故障監視用システムＦＭＣは注意を要する網内故障を検出し、人のオペレータからの入力を受けて、例えば計画された保守の日程立案をし、タスク要求Ｊ１，Ｊ２，Ｊ３，Ｊ４，Ｊ５，Ｊ６，Ｊ７で技術者Ｔ１，Ｔ２，Ｔ３の現場の力量により実行されることになるものを生成したりする。このタスク要求は資源割当てシステムへの入力され、このシステムは資源をタスクへ割当てるために計算機の形式の装置を含み、それが遠隔通信網Ｎを介して手持ち端末Ｈ１，Ｈ２，Ｈ３と必要に応じて通信できる。図１に示したように、端末Ｈ１は現在計算機Ｘと接続Ｃを介して通信している。各手持ちの端末はHuskyモデルＦＳ／２（Husky Computers Ltd，英国Coventry在）でよいが、他の適当な装置が使用できる。実際の状態では、大勢の技術者がいることになり（一般には数百人）、またタスクも沢山ある。一般に百人の技術者の作業力は一日に六百タスクを実行することになろう。したがって、普通の日には約６００のタスクがこのシステムに加えられ、６００のタスクが完了されたとして取外される。新しいタスクのすべてと、完了の割合とが一日のプログラムを変化するのに必要となる。ここで、各個々の技術者の計画は一日に僅かな回数変わるだけであるが、８時間作業日の間にある平均分で全体スケジュールに２つの変化が行なわれる。無論、この数字はかなりのゆらぎをマスクしてしまい、例えば多数の入力が作業一日の始まりで発生し、夜中に発生した故障があからさまにされて報告される。例示の目的で、この例では３人の技術者Ｔ１，Ｔ２，Ｔ３だけが居て、それぞれに端末Ｈ１，Ｈ２，Ｈ３が備わっている。技術者はタスクＪ１，Ｊ２，Ｊ３に携っており、別に４つのタスクＪ４，Ｊ５，Ｊ６，Ｊ７が対応処置を待っている。技術者Ｔ１，Ｔ２，Ｔ３はその者の端末Ｈ１，Ｈ２，Ｈ３を使ってタスクの完了を報告することができ、また次のタスクを実行するために計算機Ｘからの命令を受取ることができる。例示目的では、３人の技術者Ｔ１，Ｔ２，Ｔ３は遠隔通信網Ｎ上でタスクを実行するための現場力量の一部として考えることができる。しかし、監視されるべきシステムは遠隔通信システムである必要はなく、遠隔通信システムで端末がそれを介して計算機Ｘと通信をするようなシステムから全く別なものであってもよい。計算機Ｘの基本的成分は図２に示されている。この中にはキーボード２１、中央処理ユニット（ＣＰＵ）２２、目視表示ユニット（ＶＤＵ）２３、メモリ２４、それに入力／出力ポート２５が含まれている。データとプログラムで計算機Ｘを制御するものがメモリ２４内に記憶されている。入力／出力ポート２５は計算機を遠隔通信システムに接続し、そこでは通信リンクを計算機Ｘと手持ち端末Ｈ１，Ｈ２，Ｈ３との間で用意する。計算機Ｘはまた故障監視システムでこの遠隔通信網と関係しているものからの警報も調べることができる。計算機Ｘは技術者をタスクに割当てるための主プログラムを備えている。この主プログラムは一組のルーチンに分けられる。このプログラムの一般構造と、個々のルーチンと、技術者をタスクに割当てるためのプログラムで使用される方法とは後に詳述されることになる。図１では、技術者Ｔ１はタスクＪ１を完了してしまい、その者の端末Ｈ１と通信リンクＣの力を借りてその者の次のタスクに対する命令を求めて計算機Ｘと接触している。問題はどのタスクＪ４，Ｊ５，Ｊ６，Ｊ７が技術者Ｔ１に対して次に実行するように命令されるべきかを決めることである。計算機Ｘの主プログラムで使われる方法は次のことを勘案している。 −その技術者が各個々のタスクを実行できるかどうか； −その技術者が各タスクの場所まで移動するのにかかると思われる時間； −その技術者が各タスクを実行するのにかかると思われる時間； −各タスクの相対的な重要度で、例えばそれで影響を受ける顧客の数とか、タスクが特定時間内とか全く実行されなかったとして発生するであろう負担（ペナルティ）、それに、 −他の技術者Ｔ２，Ｔ３の利用可能性。他の技術者の利用可能性はその人達各位がいつ利用可能となるかの時間に依存し、それはまたその人達の現在のタスクがどのくらい長いかと、技術者がそれをし始めた時間と、またその人達の現在いる場所からタスクの場所に到着するのに必要な移動時間とに依存する。タスクにかかる時間は若干の不確定さを伴うが、それは多くの場合にタスクが調査と、報告された問題についての調整を含むからである。問題が調査されるまで、調整されるのにかかる時間はかなり大きな誤差で見積されるにすぎない。また可変因子として、各タスクの局部的な環境のようなものも他にあり、それが正確な測度を作り難くする。計算機Ｘのプログラムによって使用される方法は各技術者に対する予備的な計画を最初に計算するが、もし技術者のタスク完了が早目に報告されるときはこれらの計画が変えられるようにするか、あるいは見積った時間に報告できないか、予備的な計画が作られた後に新しいタスクが求められたときには計画が変えられるようにする。この方法は時間依存の“コスト関数”を各タスクについて計算する。これは、契約した時間に間に合わないことに対する補償（ペナルティ）を勘定に入れる。ペナルティは間に合わないことに対して顧客に補償金を支払うのであれば実際の金額でよいし、あるいは‘仮想’コストでもよい。例えば会社の評判に対する損害金であってよい。このペナルティは時間依存の性質である。一番簡単な場合にはこの関数は契約時間に適っていれば零で、その他は一定値とする。もっと複雑な場合には、例えば、補償金が遅れの程度により支払われるべきときは、もっと複雑な時間依存関数となる。目標時間よりも早目にタスクの計画立案をすることは偶発危険準備値（contingency value,タスク失敗の確率を低減する値）をもっており、言い換えればその技術者は途中で遅れを生じることになったり、予期以上にタスクに時間がかかるとしても目標時間前にそのタスクを完了してよく、従って、そのタスクがその目標時間と非常に近くに計画されていないときにはもっと低いコストが適当となる。ある技術者にタスクを割当てる可能な割当ての各々について、“技術者／タスクコスト”すなわち所与の技術者に所与のタスクを割当てるコストが次に見積りされる。これにはタスク失敗のコスト（これは誰がしても同じとする）と、タスク失敗の確率（これは技術者毎に変っている）とを勘定に入れる。この確率はその技術者の現在のタスクの計画終了時間、新タスクに到達するのに要する移動時間量、新タスクの推定継続時間、および新タスクが行なわれねばならない目標時間に依存する。これらの因子は余裕（マージン）を決め、これは他の因子が目標時間を超過せずに進行（オーバーラン）できる時間量であり、もし否定的に言うのであれば目標時間を失なうことになる時間量である。他の因子は、特定の技術がタスク実行に必要とされる非生産的時間量（例えば移動とか、“これより前はだめ（not before）”という予約時間をかわしたときにアクセスするまでその場所で待合せるとか）も勘定に入れることができる。こういったコストが見積り（推定）であることは認識しておきたい。ある場合には、コストはタスクが実際に実行される時間に依存している移動目盛上にあってよい。しかし、多くの場合はタスクを割当てる実際のコストは現実には２つの値、成功の値（負のコスト）もしくは失敗のコストの１つだけをとることができるが、割当ての時間では、どちらの値を採るかは知られておらず、そのわけは、予見できない条件が技術者が時間通りに（あるいは全く）到着できないようにするとか、その者が到着したとしても、その者が時間通りに（あるいは全く）タスクを実行できなくするからである。また別な因子もあり、その技術者がタスクを実行する能力（技能、装置、各個人に与えられるアクセス許可を勘案するとしたとき）があり、これが勘定に加えられねばならない。こういった因子に対して、タスク失敗の確率は値零（もしその技術者に十分な資格があるなどの場合）か、１（その資格がない場合）だけをとることができる。作業の類型についての優先順位、例えば特定の技術者が特定の技能を経験しておきたいと希望することによるものも、中間値によって表現することができる。これら各種の因子は測定の共通単位に集約される必要がある。便利なのは、すべての因子が移動時間と等価の単位で測定できることである。タスクに失敗を許すコストは、失敗が発生しないようにするために費やすあるある技術者とって妥当とされる非生産的移動時間の量と等価として計算することができる。代って、等価の経済的な値が使用できる。例えば、もし特定のレートで補償がしそこなった約束に対して顧客に支払わねばならないときには、非生産的時間がコスト計算できて、ある等価値でコスト計算される補償の支払を避けるために使用準備を誰かがする時間と計算することができる。この方法は技術者とタスクの組合せで、“技術者／タスクコスト”値が最少となるものを判断する。タスクを割当てることをしないコストもまた考慮され、これは存在しないすなわち“ダミー”の技術者を含めることによって行なわれる。他のことは同じであり、もしタスクがそれを実行する資源よりも多いときは最低優先順位のタスクがダミィの技術者に計画立案されることになる。例えば、技術者Ｔ１は現在次のタスクＪ５を実行するように計画され、技術者Ｔ２はタスクＪ７に、また技術者Ｔ３はタスクＪ６に計画されている。タスクＪ４は別なタスクとしてこれらの技術者の一人に計画することができるが、その者の計画に現在すでに実行が計画されているタスクの予定完了時間後に十分な時間が残っていることを条件とする。あるいはそうでなければダミーの技術者に対して計画立案される。技術者Ｔ１が命令に対して報告するときは、計算機Ｘは現在の計画を評価し、技術者Ｔ１へのタスクを割当て、通信リンクＣを介してその者に命令する。通常は、割当てられるタスクは計画立案されたタスク（この場合はＪ５）となるが、もし新しいタスク（図示せず）で優先順位がタスクＪ５よりも高いものが要求されるか、技術者Ｔ１がタスクＴ１の完了を予期したより早く報告するか、予想された時間にタスクを完了できないときには、この技術者には別なタスク、おそらくはタスクＪ４，Ｊ６，Ｊ７の１つが割当てできて、最高優先順位のタスクが依然として時間で行なわれることを確保する。技術者Ｔ２とＴ３とはこの段階では何の命令も与えられないがこれらの者はまだその者たちの現在のタスクを完了していないからである。タスクＪ６とＪ７を技術者Ｔ２とＴ３に計画立案することは暫定的なことであり、変えることが許され、とくにもしこれらのタスクの１つが技術者Ｔ１に割当てられるか、あるいは高優先順位タスクが短い予告で導入されたときにあたる。各種のコスト解析アルゴリズムがタスクを資源に割当てるために知られていて、いわゆる“Hungarian Algorithm”−１９５５年論文に記述されており(H W Ku hn“The Hungarian Method for the Assignment Problem”(Naval Research Log istics Quarterly,Vol.2,pages 83-97))、さらにM B Wright“Speeding up the ungarian Algorithm”，Computer Operation Research Vol.17 Nol.pages 95-96 (1990)で発展されたものなどがある。しかしながら、これらのアルゴリズムを実際の状態で使用することは容易でなく、とくに相互関係のあるタスクについて言える。さらにこういったアルゴリズムは複数の先のタスクを計画立案できず、最適解はすぐ後のタスクからさらに見通しことを求めることになる。計算機３を制御するためのプログラムは２つの主要素をもっている。第１に、概ね図３に示したオフライン当番（tour、当番にあたる期間）構築プログラムシステムがあることと、第２に概ね図４に示したオンライン実時間計画変更システムがあるこことである。これら２つのシステムは独立して運行されるが、オフラインシステムからの出力はオンライン（実時間）システムの動作に対する出発点として使われる。各システムは一般に計算機であり、適切なプログラムによって制御される。一般に、両システムは直ちに運行されることになる。実時間システム４０は技術者のタスクへの現在の割当てを制御し、他方計画生成システム３０，３１は実時間システム４０の次の運行に対するデータを用意する。各システムについてこれから詳細に記述して行く。図３は初期最適化計画を生成するためのオフラインシステムの一般的な構成を示す。このシステムは安定なデータを用いて動作されて初期計画を準備し、その計画が次に状態の展開に合わせた独自の機能のための基礎として実時間システムが使うことができるようにする。この初期最適化計画は厳格ではあるが比較的ゆっくりとしたプロセスを用いて準備することができ、その理由は、そのデータの中の変化に反応する必要がないことによる。例えば、初期最適化スケジュールは夜間に用意することができ、作業の一日の始めに用意されればよい。図３に示した初期計画の生成用システムは２つの中心要素を有しており、すなわち、決定論的（規則応用の）前置計画立案器３０と最適化サブシステム３１とである。前置計画立案器３０は割当てがされる資源と、それらが割当てられることになるタスクとに関するデータをそれぞれ入力３３と３４とから採用する。このデータはそれぞれの入力３３，３４で前処理を受けてから前置計画立案器３０に入力される。前置計画立案器３０は利用可能な技術者の詳細（入力３３）を備えており、また計画立案されるタスクの詳細（入力３４）を備えている。またパラメータ値を含んでいる構成ファイルも必要としている。前置計画立案器の機能は各技術者の日程計画内の固定点を構築することであり、規則メモリ３５から与えられる拘束条件を満足するように、与えられたタスクをできる限り多数計画立案するようにしている。この結果は各技術者に対するタスクの“当番期間（tour）”をもたらす。これら当番期間は一部分の当番期間となりそうであり、言い換えると若干のアイドル（予備）時間をもつものとなり、その理由は前置計画立案器３０により計画されるタスクは得られる全タスクのサブセットにすぎないからである。加えて、前置計画立案器３０は“次に利用可能な”時間（普通は技術者が任務につくことになる時間）休息とか中断、計画した不在、及び“一日の終り”の事象（技術者の当番が終るように計画された時間）を各技術者の当番期間内で位置決めする。完了すると、前置計画立案器によって作られた結果が最適化サブシステム３１に送られる。最適化サブシステム３１は前置計画立案器３０からの部分的な計画と、割当てられるべき資源と、前置計画立案器３０によりすでに割当てられてはいないタスクとに関するデータとをそれぞれ入力３３と３４とから受けて、初期最適化計画を生成してメモリ３２に送る。前置計画立案器３０と最適化サブシステム３１との両方は、後述するように、ある規則に従う。この規則はそれぞれの入力３５，３６を介してオペレータにより選ばれるか変更される。オペレータはまた前置計画立案器３３，３４への入力を制御して技術者とタスクの詳細を更新する。後述するところであるが、最適化サブシステムは割当ての暫定的な計画を生成するのに、前置計画立案器により作られた（困難な計画立案タスクを含んだ）固定事象の周りとその間に別なタスクを最初に置き、次に推計学的プロセスによってこういった別のタスクの異なる技術者間に再割当てを最適計画に到達するまで行なう。計画生成システムの動作は最適化段３１の動作を定期的に停止して、後置最適化段３９を運行させることにより強化できる。この後置最適化段はある種の規則応用基準を用いてこれまでに展開されてきた計画を評価し、最適に近いものと見えるところを識別している部分を識別し、それらの部分を前置計画立案段３０により生成された固定の部分計画に加えて、次に再び最適化サブシステム３１を再運行する。これが、後置最適化器３９により最適化が最低として識別された計画の部分を改良するために、最適化サブシステム３１を集中させるように仕向ける。この段階は何回も繰返しができる。暫定的な計画で計画生成システム３０，３１により最終的に作られたものは、次に図４に模式的に示した実時間変更（修正）器４０をプログラムするために使用され、変更器は暫定的な計画に従って技術者にタスクを割当てるようにプログラムされているが、暫定的なプログラムから乖離することはできるのであって、暫定的計画内で予測されていたものとは違うような、実時間環境がそれを要求していることを条件とする。図４は、ブロック図形式で、実時間変更器４０の主たる特徴を示している。計画状態レジスタ４２、技術者状態レジスタ４３、及び作業のプール（群）レジスタ４４の各々は割当てプロセッサ（処理装置）４７に入力を送り、それが今度はプロセッサ４７により更新可能とされる。レジスタ４２，４３，４４はそれぞれ計画メモリ３２と前置処理装置３３，３４から最初データを受取る。パラメータ入力４１はオペレータが各種の重み付けと、他の値でシステムにより使用されるものを設定できるようにする。また技術者状態レジスタ４３と作業プールレジスタ４４とは他の外部ソースから更新される。技術者インタフェースＴ１等と網インタフェース４５，４６がそれぞれそれにあたる。割当てプロセッサ４７はレジスタ内の現在の状態情報を用いて、技術者が命令を要求するためにライン上に現れるときに、その者に対する割当てを生成する。その結果である割当てが命令生成ユニット４８に送られ、そこでは新しく割当てられたタスクとそれが関係するいずれかの動作に関する命令を生成して、技術者Ｔに送るようにする。前置計画立案器３０、最適化サブシステム３１、及び実時間変更器４０により実行されるプロセスについて、図５ないし９（前置計画立案器について）、図１０と１１（最適化サブシステムについて）、また図１２ないし１４（実時間変更器について）を参照して詳細に記述して行く。前置計画立案器３０により実行される計画立案プロセスは図５に流れ図の形で示されている。タスクを技術者に割当てる前に、前置処理装置３４は若干のデータの前処理を行なう。これには各タスクが開始してもよい一番早いものと遅いものとを決めることが含まれる。この情報は当番期間にタスクを加えようとするときに利用される。資源前処理装置３３は当番期間内で技術者が次に得られる時間、休息とか中断、不在及び“作業日の終り”という事象を固定する。技術者が次に得られることは、例えばプログラムが夜を徹して運用されていたり、また技術者がその日の作業をまだ始めていないような場合だけでなく、その技術者がすでに作業をしている場合もカバーしており、（例えば技術者が承認されている不在状態とかそこから復帰してタスクを完了するといった）その者の現在の動作を終ることになる時間を推定するのに必要となる。後の場合には、前置計画立案器３０は現在の動作（活動）の予定時間と関与すると思われる移動時間の見積とを加えたものの情報を使用して、その技術者が次に利用可能となる時間を計算する。一日の始まりの場合には、全技術者は任務について報告するための計画日程時間で作業を開始すると仮定することになる。資源データは休息、例えば食事を計画するのに必要な詳細を含むことができる。この休息（中断）は通常は特定期間であるが、開始（したがってそれと終了）時刻は特定のウィンドウの中で融通性があり、作業要件に適うものであり、またその場所は予め決められていない。各技術者について詳細が記憶されていて、その休息が始まってもよい一番早い時刻と、始まってもよい一番遅い時刻と、その継続期間である。前置計画立案器３０は、最初に、最も早い可能な開始時間に各休息を位置決めする。資源データにはまた任務の欠如を計画するのに必要とされる詳細を含んでいる。これらはその計画立案器によって制御されない別の任務を実行するようにしてもよく、例えば訓練、チーム会合などとともに医者との予約のような、承認済みの作業をしない不在がある。こういった不在は通常は固定された始めと終りの時刻を有していて、また特定の始めと終りの位置を有していてよい。（これらの場所は、もしも不在が移動を含み、例えば装置の修理とか支給物を集めるといったことをするためのものを含んでいると、変ってくる）。各技術者について、このような計画された不在の時間と位置とに関する詳細が記憶されている。ある不在はそれと関係する場所を有しているのでそことの往来の移動は計画に際し勘案されなければならない。前置計画立案器は（計画された超過勤務を含む）各技術者の一日の終りのデータの詳細についての供給も受ける。前置処理装置は一日の終り、すなわち“帰宅する”点を定めて、その技術者の一日が正しい時刻で終るようにする。基本的な固定点として各技術者の計画の中にあるものがここで創り出されたことになる。ある時間に、割当て用に得られる全体のタスクの僅かな部分が計画立案にするにはタスクの大部分よりもむづかしいものであり、しかも当番期間内もしくは当番期間の間に移動するのもむづかしいものがあることもあろう。一般に、この種のタスクは他のものよりももっと拘束条件を伴うであろう。前置計画立案器はこういったタスクの計画立案をして、後の計画立案段階で最大量の融通性が利用できるようにする。前置計画立案器によって計画立案されたタスクは、最適化システムによって実行される検索処理の一部として別の技術者へ移動されることはない。入力３３は前置計画立案器３０へ詳細を送り、そこには各技術者が実行することができるタスクの詳細が示されている。タスク前置処理装置３４は、前置計画立案器３０によって計画立案されることになるタスクのサブセット（すなわち計画立案するのがむづかしいと考えられるタスクのリスト）を選択し、こういったタスクを前置計画立案器３０に送る。これらの中には次のものが含まれている：ａ．単一場所で複数人を必要とするタスク。ｂ．複数人が別の場所で必要とされるタスク。ｃ．所定の順序で同じ技術者に割当てられなければならないタスク。ｄ．所定値よりも大きな継続期間を有するタスク。ｅ．使用者が特定の技術者への割当てを要求したタスク。このカテゴリィには計画立案器の先の運行で計画立案されたタスクを含んでいてもよく、その条件はその使用者が後の運行で他の技術者にそのタスクが移されてはならないとすることとする。例えば、もしそのタスクが特殊装置を必要とし、それがその技術者のためにすでに支給されている場合にあたる。前置計画処理用に選択されていないタスクは直接に最適化サブシステム３１に送られる。前置計画立案器３０で実行される決定論的プロセスは図５に示されている。選ばれたタスクは先ず優先順位順に種分けされて、その順に計画立案される。優先順位は使用者により、規則入力３５を用いて選択可能である。一般的な種分け順序は次のようになろう。１．タスクの一番早い開始時間（一番早いものを第１とする；計画した開始時刻がないか、一番早い開始時間がすでに過ぎていれば、現在の時刻が与えられる）。２．重要な得点（スコア）（最高のものを第１とする）−これは影響を受ける顧客の数、このタスクは安全性にとって重要かどうか、経済的な負担が何かあるか等々といった因子によって決められることになる。３．必要とされる技術者の数（大きいものを第１とする）。４．目標到達時間（早いものを第１とする）、すなわちあるタスクが予約とかサービス保証とかを適えるために開始されなければならない時刻。これは所定時間（すなわち到達時間＝完了時間−タスク継続期間）までにタスクを完了することが確約されていれば推定タスク継続期間を勘案することになろう。５．継続時間（最長のものを第１とする）。６．そのタスクを実行することができる技術者の数（最小数を第１とする）。こうして、いつでも優先順位が直ちにすることができるタスクに与えられることになり、このカテゴリィの中では、一番重みのある重要性得点をもつタスクに与えられる。計画立案されることになる各タスクに対して、そのタスクをすることができる技術者のリストが優先順位順に記憶される（段階５２）。この優先順位に次のような因子を勘定に入れている。ａ．その技術者は各タスクに対して必要とされている技能を備えているかどうか。ｂ．その技術者がアクセスを得るのに必要なセキュリティの承認（クリアランス）を得ているか。ｃ．その技術者にとって好ましい作業地域内にそのタスクがあるかどうか。ｄ．成功／失敗（タスクの測度であり、技術者の当番期間内に現在ある別の全タスクの後にその者の当番期間内の次のタスクとして割当てられたとして、そのタスクが依然として主たる確約目標に適っているかどうかを示す測度である。成功は主たる確約に適い；失敗はそうではないことである）。ｅ．成功余裕（マージン）（予期される到達時間から目標到達時間を差引いたもの（所定の締切り期限前に応答を必要とする予約に対して）、あるいは推定完了時間から目標完了時間を差引いたもの（その他のタスクに対して））。このマージンを最小とすることは高い優先順位タスクが必要よりも早くに実行されることが理由で、これから割当てられることになる低い優先順位のタスクが排除されないことを確かなものとしている。ｆ．技術者がもっている技能の数（最低のものを第１に：これは一番何でもできる技術者ができる数のもっと少い技術者にもできるタスクを割当てられないようにすることを確かにするためである）。ｇ．移動時間（そのタスクを得るのに技術者にとってかかってしまう時間である。その技術者がすでにタスクをもっているか、当番として活動しているとすると、この移動は最新の位置からそのタスクへとなろう。そのタスクがその日のうちの第１番目のものであれば、この移動はその技術者の出発場所から測られることになる。前置計画立案器３０は次にその技術に対してタスクを計画立案しようと試みる。第１に、第１のタスクを各技術者の部分的な当番期間の終りに順々に加えることを試みて（段階５３）、技術者の順番リストを最初から始めて作業する（段階５４）。位置が有効であれば（段階５５）そのときはそのタスクがその技術者に計画される（段階５６）。その技術者の当番期間内の位置決めが場所間を移動するのに必要な時間を勘定に入れる。こうして、ある技術者の既存の部分的な当番期間が時間Ｔで終るとすると、次のタスク割当てが時間Ｔ＋ｔで試行される。ここでｔは２つのタスク間の移動（旅程）時間である。ｔの値は技術者とタスクとの各組合せについて異なることになろう。第１の技術者の当番期間の終りにそのタスクを加えることができないときには、このプロセスが各技術者に対して繰返される（段階５７）。もしタスクがいずれの技術者の当番期間の終りにも加えることができないときには、終りから２番目の位置（すなわち計画日程内にすでにある最終タスクの直前のもの）が各技術者に対して順番に試される（段階５８）。ここでも、有効な位置が見付かれば、タスクが計画立案される。このプロセスはタスクが計画立案されるまで（段階５６）か、各技術者の当番期間内の全位置が試みられつくして有効な位置が何も見付からないことになるまで続けられる。もし後の状態が発生すると（段階５９）、前置計画立案器は後追い（バックトラック）をすることになり（段階５１０）、その計画に加えられた最後のタスクを再計画立案するように試み、それを現在の位置から遅らせて、別の有効な位置が見付かるまでその点からの探索を続け、ここでも前のと同じ規則を使用する。そこで探索が必要に応じてタスクが計画立案されるまで後追いで続けられる（段階５６）。このプロセスはそこで全部のタスクが計画されるか、次のタスクを計画立案するのが不可能となるまで（段階５１２）繰返され、あるいは所定の運行時間を超過するまで続けられる。次のタスクを計画立案をすることが不可能となるときは、前置計画立案器３０からの出力は大部分のタスクを計画立案したその点までに創られた当番期間である。この当番期間は創り出された最終のものとは限らず、そのわけは後追いが割当てが許されているものよりも多くの当番期間の割当てを解除してもよいことによる。もし運行時間が制限されていると、計画立案器は各タスクを計画立案するのに一回だけの試みをするようにされていて、そのタスクに対して最も望ましい技術者を使用するようにするが、これが図５の破線（５１３）で示されている。あるタスクで複数人を必要とする場合は、（このプロセスの目的については一群のリンクしたタスクとして取扱いがされる）、タスクの計画立案はその開始時間がそろうようにされる。ある場合には、これはアイドル（予備）時間をもつ技術者を生むことになろう。前置計画立案器は各技術者の個人毎の超過勤務制限によって決まる制限内で適当とされる超過勤務を使用する。これらの制限は前置計画立案器に入力３３において入力され、計画された超過勤務、予定フレックスタイム、その他認められている作業時間の変動を含んでいる。もしタスクが個々の許されている超過勤務時間内で完了すれば、それは前置計画立案器によって計画することができる。しかし、もしそのタスクが個人の超過勤務制限を超過してしまうと、そのときはそのタスクが分割できて、そのタスクの一部の完了が超過勤務作業日の終りで所定の最小よりも大きくなる前とすることができれば、その場合にだけ計画立案がされる。このような場合には、タスクの第１の部分が計画した一日の終りに完了するように計画立案される。各技術者に対する一日の終りのマーカは前処理によって位置決めがされ、計画に入っていない超過勤務が発生することがあるタスクに計画されると移動される。一日の終りのマーカの新しい位置は後の時間とされることになり、その技術者がタスクを完了する時間で、そこには計画されていなかった超過勤務時間を含み、その技術者が任務を離れることを報告する時間を含んでいる。不在に移動中の技術者を含めることは可能である（例えば、チーム会合へ出かけ戻って来る移動である）。このような移動はタスクについてその技術者が到着するであろう時間やタスクを完了するであろう時間を判断するときに勘案される。前置計画立案器３０で上述のものは一番設定がむづかしいタスクを計画立案するために使用されるだけである。前置計画立案機能が全体の作業プログラムを計画するのに用いられたならば、必要とされる運行時間が計画が作られる時間まで計画を使えない状態としてしまう。それはその運行時間中システムに新しい入力がされることによる。完全な解を作るために膨大な計算機処理時間を投ずることは、その解が実時間環境の結果として変更されることからして効率的ではない。計画立案が簡単なタスクに対しては、最適ではないとしても、多くの受入れられる解がありそうだし、また限られた時間内で最適に近い解を得る方がもっと時間をかけて完全な解を作るよりは好ましい。多数の推計学的な技術がここで特定したような多次元問題に対する近最適解を生成する上で知られている。そのうちのいくつかのものは次の文献で論じられている。“Stochastic Teclmiques for Re source Management”by Brind,Muller & Prosser in BT Technology Journal Vo l.13 No.1（January 1995）。とくにこの文献は“Hill Climbing（丘登り）”“ Simulated Armealing（シミュレーションしたアニーリング）”，“Tabu Search （タブー探査）”及び“Genetic lgorithm（遺伝学的アルゴリズム）”を記述している。丘登りでは、問題に対する無作為の解が選ばれ、もとの解から僅かに違った“ 近隣の”解が評価され、最適値をもつ近隣が選ばれる。このプロセスは必要なだけ何回も続けられる。丘登りの解を伴う問題は解空間の局在する最適のところに “トラップ”されたものとなる。シミュレーションしたアニーリングは丘登りと似た動作をするがもっと最適でない解へ若干移動することを許す点で違っている。これをすることができる能力はプロセスが進行するにつれて減って行くようにされていて、プロセスが局在する最適のところから逃れるが、そこに戻ることはおよそないようにする。タブー探査プロセスは無作為に選ばれた出発点での値を、出発点の近隣からの可能ないくつかの解と比較する。最適値をもつ点（これは出発点でもよい）がそこで選ばれて、この最適点が新しい出発点として使われてプロセスが繰返される。このやり方はある解ですでに排除されたものが後のサイクルでの考察から除外されている。局部的な解空間が全体にわたって探索されると、このシステムは必然的に別のフィールで可能な解を探し、最終的にもっと最適な解が見付かるまでそれを行なう。このプロセスはそこで解空間内の局在的な最小点を結果的に逃れることになる。遺伝学的アルゴリズムはこれまでに見付かった最適解の組合せを試み、個々の “親の”解のいずれかがより優勢な解であるかを識別する。組織的な技術も使える。これらがすべての可能なタスクの組合せを調査し（組合せの群をまとめて除外してよい）、最適解を確かに見付けるようにする。しかし、限られた時間では、推計学的技法は一般にうんと短い時間で近最適解を見付けることになる。参照してきた文献に論じられているように、特定の環境にどの技術が一番適しているかの選択は問題の本質に依存する。動作速度と、資源が不足又は過剰の両方の問題についての堅牢さとについてみれば、シミュレーションしたアニーリング技術がこの発明のこの実施例で使用するのに好ましいが、別の最適化技術がクレームの範疇から除外されるわけではないと理解されたい。この実施例の最適化サブシステム３１を記述して行く。図３に示すように、最適化サブシステム３１は３つの入力を有する。第１は、利用できる技術者についての当番期間の組であり、決定論的前置計画立案器３０によって作られたものである。（代りの実施例では、決定論的前置計画立案器３０は省略されて、当番期間は前置処理装置３３により設定された固定点だけを含んでいる）。この入力は反復構成における後置最適化器３９により生成された当番期間に対しても使うことができる。第２は、利用できる技術者の詳細に対する入力３７である。第３は未計画のタスク（すなわち、前置計画立案器３０による計画立案のために前置処理装置３４により選ばれていないタスク）についての詳細に対する入力３８である。作業を始める前に、最適化サブシステム３１はデータの前処理を実行する。これにはタスクが始められてよい最初のものと最後のものとを解として出すことが含まれる。この情報は当番期間を加えようとするときにサブシステムを最適化するのに利用される。さらに前処理は活動、休息中断、不在及び一日の終り事象を各当番期間について固定する。最適化サブシステムは各種のパラメータ値で入力３６によりプログラムされたものを必要とする。最適化サブシステム３１の機能は目的コスト関数を最小とする、技術者に対する当番期間の組を作ることである。最終的な当番期間は現在の計画に対するある時間での１つの変化を単一の変更用オペレータ（演算子）を用いてもたらすことによって作られる。最適化サブシステムは作られた当番期間の詳細をメモリ３２に送り、そこから詳細が実時間変更用システム４０により検索できる。前置計画立案器３０により計画されたタスクのいずれもが最適化サブシステム３１により他の技術者とか他の未計画状態（ダミィ技術者）に移すことはできないことに注意したい。しかし、最適化サブシステム３１はそのタスクをその時間ウィンドウ内で移動することができタスクをそのタスクの前，間，後に挿入することはできる。最適化サブシステムによって作られる最終の当番期間は、前置計画立案器で最初に位置決めされたタスクを修正した順序で有している（例えば、もし前置計画立案器３０が２つのタスクの順序付けをして、タスクＡの次にタスクＢが続くようにすると、最適化サブシステム３１は他のタスクをその間に挿入してもよく、その結果、タスクの一方又は両方の再タイミングを生ずることになる。もっとも両タスクに対する種々の拘束条件は依然として課せられていて、その順序も保存されることを条件としている。） “シミュレーションしたアニーリング”方法の詳細をここで説明する。この方法には４つの要素がある： −目的関数、 −変更オペレータ、 −冷却制度（レジーム）、 −停止規則。これら４つの各要素を記述して行くが、始めは目的関数である。これは指向された問題に対する２つの解のうちどちらがより良いかと考慮されている移動が解を改善するか悪くするかについての客観的評価をする。この関数はシステム内の全タスクについて加算され、これらのタスクが計画立案されたか否かと、前置計画立案器あるいはシミュレートしたアニール手段がタスクを当番期間内に位置決めしたことに関係がないかを評価する。目的関数は四つの成分から作られれていると考えることができる。その成分は次の通り： −移動の負担（ペナルテイ）、 −超過勤務の負担（ペナルテイ）、 −技能差による負担（ペナルテイ）、 −割当てのコスト−すなわち、失敗の危険とコストの測度又は不測事態値。これら４つの成分はすべてのタスクに低優先順位の“位置を埋める”タスクを除いて適用され、これらのタスクは移動にかかる量だけに比例したコストを受ける特別な場合として取扱われる。移動負担（ペナルティ）は単位時間当りのコストを一緒に乗算して決められる。したがって、推定移動時間が長く含まれるほどコスト高となる。超過勤務負担は同じような仕方で作用する。超過勤務の各分（ミニット）あたりのコストがかかった超過勤務時間量で乗算される。ここでもまた超過勤務に余計かかれば割当てコストは高くなる。技能差による負担はもしそのタスクに当てられた技術者に必要とされる技能が使用者が計画立案をしてほしいと願った技能と違ったときに目的関数に追加コストを加える。（一般には希な技能で、もし可能であればそれをする資格のある技能者がその資格を必要としないタスクに割当てられないのが好ましい。これら３つのコストを一緒にすることは、シミュレートしたアニール手段が、移動と、必要とする技術差を反映しない割当てと、超過勤務とを最小とするように試みることを確かにする効果を有している。割当てのコストはタスクの類型、タスクの重要性コスト、及びそのタスクが決められた締切りに適うように位置決めされているかどうかの関数である。一般には、これはそのタスクが早く完了するほど割当てコストを低減するという形をとる。これは目標到達時間が存在する場合のタスクについては予期到達時間と目標到達時間との差として計算され、また目標完了時間があるタスクについては推定完了時間と目標完了時間との差として計算される。これらの項目は変更されて、次のような２つの重要な別の性質を関数に与えるようにる。第１は、性質“Ｐ”が、目標に適うように予期された時間と目標そのものとの間の差と、予期された時間が目標を超えてもよい最大時間との比として定義される。例えば、午前１０時３０分から午後１時の間にされることになる予約のタスクについて、予期される到達時間が午前１１時３０分であるとすると、このタスクはＰの値が１１：３０から１３：００までの９０分（−９０）を１０：３０から１３：００までの１５０分（−１５０）で割った（−９０）／（−１５０）＝０．６となり、これは午後５時までに完了しなければならないタスクでそれが実際には午後２時に完了すると正午に予期されているのと同じとなる。両方の場合とも、利用可能時間の６０％が残っていて、目標は利用可能なウィンドウの中の４０％に適っており、違いは各タスク割当ての重要性コストだけに依存する割当てコストになる。第２に、失敗に向っている点の近くに位置しているタスクを遅らせるコストは、失敗をするにはまだ時間的に遠く離れている同じようなタスクを同じ時間量だけ、前へ進めるコストよりも大きくなければならない。例えば、２つのタスクがあって共に確約時間が午後５時であり、一方が午後４時５０分に完了すると予期され、他が正午１２時である場合に、第１のものを５分だけ早める結果となり第２のものを５分だけ遅らせる結果となる動きは全体の計画立案コストを低減する。したがって失敗にすでに近づいているタスクを動かすことはその遅れが他のところで非常に大きな利点を生じさせるのであるときだけ目的関数を改善するのである。異なるタスクをそれぞれのウィンドウの開始点で割当てるコストの違いは単にタスクの重要性得点の中で存在していてよい差に起因している。この意味は２つのタスクの相対的な重要性が、重要性得点によって示されるように、ゆがめられていないことである。目的関数内でこの第２の性質を再生するために、項（１＋Ｐ／２）×Ｐが一次的な確約目標に適っている全タスクについてのコストの中に導入される。この項のもつ意味は、割当てコストが一次目標時間近くのタスクでは増加することである。先ず毎分の遅れに対して僅か増大するが、目標が近づくとこの割合が増す。コストを予期された時間と目標時間との差に対してプロットすると、曲線となり図６ないし９に例として示してあり、また後述するようになる。あるタスクは固定の予約時間例えば顧客と約束した時間とされなければならない。他のものは目標応答時間を有している。予約時間をもたないタスクに対しては、割当てのコストは、もしあるタスクが当番期間の中でその一次的確約目標（すなわち保証した応答時間）を失敗しそうな位置にあるとすると、もっと増やされる。また二次的な確約目標として、それを超えると顧客に補償支払の義務が生ずるものがあってもよい。固定コスト負担は失敗することになるタスクの数が最少に確かになるように設計されている。こういったコストがないと、２つの同一の予約なしタスクを割当てるコストは、すなわち、１つが１時間でその目標を失敗し、他が２時間を費してそれに適うというコストは、各々を１５分で両タスクについて成功を得るよりも良いことになる。もちろん前者より後者の方がビジネスとしては好ましい。固定の負担（ペナルティ）を備えると、コストは調節されて、望むようなビジネス解が最低コストをもつものとなるようにできる。当番期間構築プロセスの終りで未計画として残されている予約に対しては、割当てのコストは固定コストに割当ての重要性コストを重み付けしたもので決められる。未計画のまま残された予約なしタスクは計画用期間の終りの仮定完了時間を基に、タスク継続時間を加えてコストが求められる。このコスト決めは計画にタスクを加えるコストが常にタスクを未計画に残しておくコストよりも小さいことを確かにするよう設計されている。タスクを割当てる重要性コストは２つのパラメータによって修正された重要性スコア（ＩＭＰ）に基づいている：すなわち、得点乗数（ＩＭＵ）と重要性得点指数（ＩＥＸ）とである。ＩＭＵ^IEX×ＩＭＰとして計算がされる。もしＩＭＵとＩＥＸとが両方とも１（あるいはＩＥＸ＝０）に設定されると、コストは単にタスクの重要性得点となる。ＩＭＵとＩEＸの値が１よりも大きいと、高重要性スコアをもつタスクを割当てることは低スコアの場合に比して差分コストを増大させる。埋め込みタスクは目的関数でコストが決められ、その際に計画された各タスクに対してはコスト零が、未計画の各タスクに対してはコスト１が用いられる。この規則は埋め込みタスクを計画する方がそれを未計画で残すよりも常に安くなるが、もっと重要なタスクを遅らせて埋め込みタスクを計画できるようにする価値は決してないようにすることが確かとなるように設計されている。目的関数は次のパラメータを使用する： −ＥＴＴ（推定移動時間、分単位：一般に技術者があるタスクから次へ移動するために見込まれる時間である。）、 −ＦＴＦ（失敗タスクフラグ：これが１となるのはタスクがその確約時間を満足できないときであり、その他は０となる。）、 −ＦＳＰ（失敗した二次の確約の負担（ペナルティ）。）、 −ＳＣＴ（二次の確約時間：目標完了時間より遅い時間であり、この時間にコスト負担（ペナルティ）が段階的に変る。）、 −ＴＳＳ（探査システムの運行が開始される時間。）、 −ＥＴＡ（推定到着時間：技術者が現場に到着するであろう時間として計算されたもので、次のことを仮定している。全旅程とタスク継続時間が正確であり、前のタスクが済むとすぐにそのタスクが計画されており、時間ウィンドウから前のタスクを移動させないことを条件とする。あるいは技術者がタスクの時間ウィンドウの正確な開始時に到達するような時間、ただしこれが後であるとき。あるタスクの時間ウィンドウはそのタスクの一番早い開始時間（ＥＳＴ）と一番遅い開始時間（ＬＳＴ）との間の時間として定義される。）、 −ＴＡＴ（目標到達時間：タスク前処理装置３４により与えられる。予約したタスクに対してはこれは予約スロットの終りとなる。）、 −ＵＯＴ（未計画の超過勤務時間量で分を単位とする：計画を実行するのに必要とされた技術者の計画日程上の一日の終りを超えた時間量。）、 −ＥＴＣ（完了の推定時間：技術者がそのタスクを完了すると予期されている時間。計画されたタスクに対しては、ＴＥＡにそのタスク自体の継続時間を加えて計算される。未計画のタスクに対しては、計画された終了時間にタスクの継続時間を加えて計算される。この値はその技術者に特有のものであり、その理由は技術者は前置処理装置３３において特定された作業の異なるレートを備えていることによる。）、 −ＴＣＴ（ターゲット完了時間：予約時間をもっていないタスクに対して用意されるフィールドである。目標完了時間に間に合わないことはコスト負担（ペナルティ）を生ずるが、タスクを失敗はしない。）、 −ＦＳＦ（失敗した第２の確約フラグ：タスクが２度目の確約目標に失敗すると１を設定し、その他のときは０を設定する。）、 −ＳＢＦ（技術バイアスペナルティプラグ：計画された値に対する技術者の技能優先値から１を引いたものに設定する。例えば特殊技能を必要とするタスクがその技能に対する優先値３の技術者に割当てられていれば、２に設定される。）、 −ＢＴＦ（業務時間フラグ：その技術者の予期到着時間が早い中断時間の前か遅い中断時間後であれば、すなわち実行されることになるタスクに対するウィンドウの外にあれば１を設定し、その他の場合は零に設定する。予期された到着時間は技術者の現場到着時間として決められ、ここでは全移動及びタスク継続期間は正確であること、またタスクは前のタスクが済むとすぐに割当てられることとが仮定されている。あるいはもしこれがタスクをその時間ウィンドウから外へ移動するのであれば技術者がタスク時間ウィンドウの開始に到着するような時間に決められる。）、 −ＥＴＰ（推定された移動負担：この値は零より大きいか等しい値をとり、各タスクに関連した移動に対する目的関数への寄与を求めるために使用される。移動寄与はＥＴＰにＥＴＴを乗算して決められる。パラメータのデフォールト値は零である。）、 −ＯＴＰ（未計画の超過勤務負担（ペナルティ）：このパラメータは零より大きいか等しい値をとり、未計画の超過勤務が生ずる各タスク割当てが作ることができるようにする目的関数への寄与を算出するために使用される。デフォールト値は零である。）、 −ＵＡＰ（未割当ての予約負担（ペナルティ）：このパラメータは零より大きいか等しい値をとり、割当てられていない予約に対する目的関数の寄与を求めるのに使用される。デフォールト値はここでも零である。）、 −ＦＴＰ（失敗したタスクの負担（ペナルティ）：この値は零より大きいか等しい値をとり、非予約タスクに対する目的関数への寄与を算出するために使用される。デフォールト値は零である。）、 −ＳＢＰ（技能バイアス負担（ペナルティ）：この値は零より大きいか等しい値をとり、所望の技能バイアスを反映していない、すなわちもし技能バイアスフラグ（ＳＢＦ）が１に設定されているときに、各タスク割当てに対する目的関数に加えられる量を表わす。このパラメータのデフォールト値は零である。）、 −ＡＴＣ（到着型式定数：零よりも大きい整数である：これは時間期間を表わし、それを越えると、失敗した“到着型式”タスクを割当てるコストが２倍される。すなわち、確約がある現場にある時間に到着するというものであり、そのタスクを完了するという確約から乖離しているようなものである。）、 −ＩＴＰ（埋め込みタスク移動負担（ペナルティ）：零より大きいか等しい値をとり、割当てられた埋め込みタスクの各々と関係する移動についての目的関数への寄与を求めるために使われる量を表わしている。移動寄与はＩＴＰにＥＴＴ（推定された移動時間）を乗算して計算される。デフォールト値はこのパラメータでは零である。）、 −ＭＩＴ（最大埋め込み移動：零より大きいか等しい値をとり、移動量を表わし、この値を越えると埋め込みタスクを割当てるコストがそれを割当てないコストに正しく等しくなるものである。この値が大きいほどある技術者にとってこのような埋め込みタスクに対する移動を余計得られることになる。）、 −ＢＴＰ（業務時間負担（ペナルティ）：零より大きいか等しい値をとり、技術者の推定現場到着時間が特定された期間内にない場合に非割当てタスクの割当てに対する目的関数への寄与を求めるために使われる量を表わしている。この負担を生ずる全ての割当ては業務時間フラグ（ＢＴＦ）が１に設定されたものとして識別される。このパラメータのデフォールト値は零である。）、すべての時間は分を単位とし、時計時間は深夜に零に設定され例えば１という日の正午は７２０（＝１２×６０）として表わされ；午後４時４０分が１０００；２という日の午後９時２０分が２０００というように表わされる。通常の作業日外の時間は除外されない。例として述べると、作業日は午前８時から午後５時まで、月曜日から土曜日としているここでの場合では、目標到着時間ＴＡＴか水曜日の午後５時であり、かつ推定到着時間ＥＴＡが木曜日の午前８時１分であるタスクは遅れた到着すなわちＥＴＡ−ＴＡＴ＝９０１分を生じさせ、１分ではない。午後５時後の推定到着時間ＥＴＡをもつタスクは、非作業時間を除去して、次の作業日の午前８時に完了したと仮定されることになっていたとしても、現在のシステムではこのような仮定を置かない。例えば、ＥＴＡ（推定到着時間）が土曜日（作業日）の午後５時１７分であり、ＴＡＴ（目標到着時間）が月曜日の午前８時１２分であるタスクは、無駄（待ち）時間を取除いて、ＥＴＡ−ＴＡＴ＝−１２（すなわち時間通りにちょうど完了したもの）という結果となり、正しい値 −２３３５にとって代る。最小としなければならない目的関数は次の１０の式によって決められ、関与するタスクの型式に依存している。式１：割当てられた予約したタスクに対しては目的関数への寄与は： (1＋P/2)×Ｐ×(IMU^IEX×IMP)＋(ETP×ETT)＋(OTP×UOT)＋(SBP×SBF) ここで、もし現在の時間がスロットを開く時間に等しいか、それを過ぎていればＰ＝(ETA−TAT)／(TAT−TSS)［もしTAT＝TSSであればＰ＝０］あるいは、もしスロットがまだ開かれていなければ：Ｐ＝min｛１，(ETA−TAT)／予約スロットの長さ（分）｝式２：割当てられた到着型式タスクに対して、ETA−TATが零より小さいか等しければ、目的関数への寄与は： (1＋P/2)×Ｐ×(IMU^IEX×IMP)＋(ETP×ETT)＋(OTP×UOT)＋(SBP×SBF) ここでＰ＝(ETA−TAT)／(TAT−TSS)［もしTAT＝TSSであればＰ＝０］式３：割当てられた到着型式タスクに対して、ETA−TATが零より大きければ、目的関数への寄与は： (Ｐ＋FTP)×(IMU^IEX×IMP)＋(ETP×ETT)＋(OTP×UOT)＋(SBP×SBF) ここでＰ＝(ETA−TAT)／ATC 式４：割当てを解かれた予約と到着型式タスクに対して、寄与は： (IMU^IEX×IMP)×UAP 式５：割当てられた確約タスクに対して、ETC−TCTが零より小さいか等しいときには寄与は： (１＋P/2)×Ｐ×(IMU^IEX×IMP)＋(ETP×ETT)＋(OTP×UOT)＋(SBP×SBF)＋(B TP×BTF) ここでＰ＝(ETC−TCT)／(TCT−TSS) 式６：割当てられた確約タスクに対して、ETC−TCTが零より大きいが、第２の確約限界を越えてはいなければ、寄与は： (P＋ETP)×(IMU^IEX×IMP)＋(ETP×ETT)＋(OTP×UOT)＋(SBP×SBF)＋(BTP×BTF) ここでＰ＝(ETC−TCT)／(SCT−TCT) 式７：割当てられた確約タスクに対して、ETC−TCTが零より大きいが、第２の確約限界を越えていれば、寄与は： (Ｐ＋FSP＋FTP)×(IMU^IEX×IMP)＋(ETP×ETT)＋(OTP×UOT)＋(SBPXSBF)＋(B TP×BTF) ここでＰ＝(ETC−TCT)／(SCT−TCT) 式８：未割当ての確約タスクに対して加えられる寄与は：｛(ETC−TCT)／(SCT−TCT)＋(FTP×FTF)＋(FSP×FSF)｝×(IMU^IEX×IMP) 式９：割当てられた埋め込みタスクに対して寄与は： ETT×ITP 式１０：未割当ての埋め込みタスクに対して、寄与は： MIT×ITP 予約はそれが失敗を予期して計画されないこと（すなわち、技術者は予約スロットの終りの後に現場に到着すること）に注意されたい。加えて、ある予約が予約スロットが開かれる前に到着できるその時間に対して計画立案がされていれば、その場合はその技術者がスロットが実際に開かれるその瞬間に到着すると仮定される。割当てのコストが図６ないし９にいろいろな類型の多数のタスクと状態に対して示されている。これらの図は、どのようにタスクを割当てるコストが到着時間もしくはタスク完了時間が変化することで変るかを示している。すべての場合にＩＥＸとＩＭＵが１に設定される。図６は特定の“時間スロット”に対してあるタスクが割当てられている状態を示す。このタスクは午前８時と午前１０時３０分との間の期間（深夜後４８０分から６３０分）に予約されており、したがって、到着についての有効時間はこの範囲に限られる。正確に午前８時に到着するためには−０．５にこのタスクの重要性得点を乗じたコストを生じ、これに対して正確に午前１０時３０分に到着することは得点零を得ることになる。このタスクが未割当てで残り、それ故に実行されないと、ペナルティ得点としてＵＡＰ×ＩＭＰが生ずる。ＵＡＰは正の値に設定され、従って予約を割当てるコストはいつもそれを割当てないコストより小さい。図７は図６の場合に似た状態を示しているが、スロットがすでに開かれていて、現在の時間が午前９時４０分（深夜後５８０分）であり、従ってスロットが閉じる前に５０分だけが残っている点は異なっている。曲線の形は同じであるが、時間軸の値は圧縮してある。図８は予約時間はないが、特定時間（午後５時３０分で、１０５０分）までに完了する確約があるタスクを示す。パラメータＦＴＰは１に設定され、確約目標を越えるとコストに段階的変化が生じ、この段の大きさは重要性得点（すなわち５０）に等しい。パラメータＦＳＰは２に設定されさらに段階的変化があると重要性得点の２倍（すなわち１００）のコスト変化を第２の確約時間を越えたところで結果する（この場合はペナルティ時間として２０４０分、すなわち２という日の午前１０時となっている）。図９は割当てのコストが時間でどのように変るかを、重要性得点９００をもち、目標到着時間があるタスクについて示した。この図では目標到着時間は正午（７２０分）であり、パラメータＦＴＰの値は０．１である。これがタスクが正午を過ぎると９０（すなわち０．１に重要性得点９００を乗じた値の段階的変化を生じさせている。最初の計画は、前置計画立案器３０によって生成された部分計画を採用し、さらにタスクを技術者に適宜割当てることにより構成される。この最初の計画は次に最適化サブシステム３１により修正される。このプロセスは図１０の流れ図に示されている。このプロセスには４つの段階１００１，１００２，１００５，１０１６が含まれ、そこでは乱数の発生を必要とする。タスクと技術者とは各々にある数が割当てられる。このプロセスは、はじめの計画のコストを求めることにより始まる（段階１０００）。次に乱数発生器が使われてタスクの１つが選ばれる。前に割当てられたタスクは例外として、すでに述べたように、各タスクは選定の確率が同じであり、現在それが計画の内にあるなしに係りはない。一度タスクが選ばれてしまうと、どのようにプロセスが続くかは選ばれたタスクがすでに当番期間の中にあるかどうかに依存する。実行可能な技術者（すなわち、前置処理装置３３によって決められたようにタスクをすることができる者）もランダムに選ばれるがこれにはタスクを選ぶのに使われたのと類似のプロセスが使われる。数（シンボル）が１からＮ＋１の範囲から選ばれる（段階１００２）、ここでＮは実行可能な技術者の数である。ただし、選ばれたタスクが現在計画されている相手となっている技術者に対応しているその数は選定から除外される。数（Ｎ＋１）は“ダミィ”の技術者である。あるタスクをダミィ技術者に割当てることはそのタスクを目的関数の目的となっているタスクを割当てから外すことになる。あるタスクをダミィ技術者に計画する機会は１／Ｎであり、したがって、システム内の技術者数が増すにつれて無視できるようになることに留意したい。タスクが既に割当てられていなければ、そのときは選定から除外されるのはダミー技術者である。そのタスクがダミィ技術者に対するものでなければ（段階１００３）、それに予約時間に対するものでなければ（段階１００４）、選ばれた技術者の当番期間内のランダム位置が選ばれ（ここでも乱数プロセスが用いられる；段階１００５）て、その位置が調べられ、そのタスクがそこに適しているかを見る（１００６）。当番期間にタスクが適合することができるようにするためには隙き間が十分に大きくてタスクを含めるのに十分大きくなければならず、またもしそうでなければそのタスクを挿入するのに十分大きな隙き間を作るために後続のタスクの全部を遅らせることができなければならない（１００７）。もしそのタスクに予約時間があれば（段階１００４）、そのときは当番期間内の可能な位置のすべてが調べられて（段階１００８ないし１０１０）有効な位置が見付かるまで行なわれる（段階１００９）。各位置の有効性はそのタスクの予約スロットを参照して判断される（段階１００９）；例えば、午後のスロットに予約されたタスクは午前９時３０分に終る当番期間内の位置に対しては有効でない。すべての位置が試みられて、いずれもが有効でなければ（段階１０１０）。そのタスクは拒絶されて（段階１０１８）、新しいものが選ばれる（段階１００１）。もし有効な位置が見付かると、それが上述のように未予約のタスクについて調べられて、そのタスクがそれに適っているかが判断される（段階１００６と１００７）。予約時間をもつタスクは、予約スロット開始時間（から許容されているマージンを差引いたもの）と予約終了時間によって決まる時間ウィンドウの外で技術者が到着するという位置には計画されないことに留意したい。もし前のタスクの推定された完了が技術者はこのウィンドウの前に到着してもよいとするのであれば、そのときはその技術者にアイドル時間を生じさせることを仮定する。計画に挿入されたタスクへ向うのと、そこからとの移動はその挿入がされてよいかどうかを判断することに使えるようにされている。もし挿入が可能であれば（段階１００６）、タスクが技術者の計画の中に挿入され（段階１０１２）、改変された計画のコストが決められる（段階１０１３）。改変された計画のコストはそこで最良の既存値と比較される（段階１０１４）。目的関数を低下させるが不変に保つどんな動きも自動的に受理される（段階１０１５）。これは“丘登り”として前に挙げたプロセスと似ており、その理由は特定方向へ（最適に向う）の動きだけが受理されるからである。しかし、シミュレーションしたアニーリングプロセスでは目的関数の値を増加させる動きもまた、間もなく説明する、“冷却様式（クーリングレジーム）”により定義される確率ｐ”と一緒に受入れられる。零から１の範囲の乱数Ｒが発生され（段階１０１６）て、もしそれが確立ｐよりも小さいか等しいときは、その動きが受理される（段階１０１５）。もしこの動きが受理されると、自動関数の結果値が前に得られた最良値と比較される（段階１０１９）。もしその方が前の最良値より良ければ解は新しい“最良値”として将来の比較のためにセーブされる（段階１０２０）。この最終段階でか、あるいはそのタスクが計画の中に挿入できないことを理由としてか（段階１００７か１００９）のいずれかでいずれの変更も拒絶されてよい（段階１０１８）。このプロセスは次に別のタスクについて繰返され（段階１００１）、改訂された計画を変更が受理されたときには用いられるか（段階１０１５）、あるいは変更が拒絶されたときには前の計画が用いられて（段階１０１８）繰返される。段階１０１５で受理される動きは次の繰返しのための基礎として使用され、“最良値”についての改良であるか否かには関係しない（段階１０１９／１０２０）に留意したい。タスクの割当てを解除すること（すなわち、それをダミー技術者に割当てること）は常に目的関数を増大させるが、このような割当て解除は確率ｐを伴って、したがって可能性を認めて、プロセスの次の繰返しで受理されて、タスクが取り上げられる相手の技術者に対して置き換えのタスクを再計画する。技能、時間、その他の拘束条件はダミー技術者へタスクを割当てるのに何も存在しないし、このような割当てはいつも実行可能であるが、目標関数をいつも増加させる。目的関数の値を増加させる動きを受理する確率ｐは式ｐ＝ｅｘｐ（-delta/tem perature）で与えられる。ここで“temperature（温度）”というのは目的関数の値を増加させる動きの数を制御する概念である。温度の値が高ければ目的関数の値を増すことになる動きが余計に受理されることになる。探査の間に、温度の値は次第に減らされて、探査の後の方ではこういった動きが受入れられなくなる。デルタは変更の後の目的関数の値と変更前の値との差である。与えられた数の動きが与えられた温度であった後に値は減らされる。この減少は温度に所定値を乗算することにより作られる。すべての動きは、それらが有効であると無効であると、拒絶されたか受理されたかに係らず、この計算に含まれている。デルタと、温度と、目的関数の値を悪くする（すなわち大きくする）動きを受理する確率との間の関係は図１１に図示してある。この図は冷却様式の２つの重要な特徴を示しており、その第１は目的関数の値を悪くする動きを受理する確率がデルタの大きさが増すにつれて小さくなることと、第２は温度が減ると確率も減っている。シミュレーションしたアニーラが所定時間後、あるいは所定数の温度が使われた後に停止するように設定できる。計画（当番期間の組）で計画マネージャへ送られることになるものは、そのプロセスの停止時に、目的関数の最低値を生じさせるもの（すなわちこれまでに見付けられた一番よいものとして記憶された（段階１０２０）もの）である。最適化サブシステム３１は、個々の超過勤務制限で利用できるとされているものによって決まる制限の中で適当とされる超過勤務を使用する。これらの制限は前置処理装置３によってサブシステム３１へ送られる。あるタスクがある個人の許された超過勤務内で完了できるものであればそのタスクは最適化サブシステムによって計画立案される。しかし、もしあるタスクがある個人の超過勤務制限を越えてしまうときは、そのタスクが２以上のサブタスクに分割できて、さらに一日の計画された終りの前に完了できるタスクの割合が所定の最小よりも大きいことを条件としてのみ計画立案される。こういった環境では、タスクは分割されて、そのタスクの第１の部分が計画された一日の終りに完了されるように計画立案される。分けられたタスクは未計画の超過勤務時間を必要とすることが予期される位置に置かれることはない。一日の日程の間に最適化サブシステム３１は定期的な間隔で運行される。運行のそれぞれの機会に、サブシステムは再びはじめから（スクラッチから）始まって、前置計画立案器３０によって計画立案されていない全タスクを計画するようにする。代って、サブシステム３１は、出発点として、その前の運行で生成された当番期間を再使用することによって運行されてもよい。このモードでは最適化サブシステム３１は次のように開始位置を構成する。当番の前の組にいる各技術者に対して、チェックがされて、その者が依然として利用可能かどうか（すなわち技術者前置処理装置３３により供給された技術者のリスト上にまだいるかどうか）を見る。これら依然として利用できる技術者については、前置計画立案器３０によって位置決めされたいずれのタスクも当番期間内に書込まれる。そこで前の当番期間がタスクが実行されることになっていた順に調べられて現在の当番期間（すなわち、まだ有効な割当て）が新しい当番期間の終りに（すなわち前置計画立案器によって位置決めされたいずれかのタスクの後に）加えられる。もはや有効でないいずれかのタスク（例えばすでに他へ割当てられたもの）は新しい当番からは除外される。このやり方で初期の当番期間を作ってしまうと、最適化サブシステムは次にすでに述べたやり方でもっとよい解を探す。定期的に、このプロセスは停止されてよく、最良の計画でこの点までに識別されたものが後置最適化器３９によって解析される。これは規則応用のやり方を用いて個々の計画を識別し、ほんの僅かなアイドル時とか移動時間だけを有する計画といったような、最適に近いものと見え、かつ二重の戻りを必要とする旅程は含まないようなものを識別する。このような計画は固定のものとして識別され、最適化プロセスは再開される。これが最適化プロセスを全体計画のこの部分に集中させ、計画の中では“解空間”のこの領域への探査を強制することによって改良が見つけられることになることが確かとなる。適当な走行時間後に、技術者計画の最終組が作られる。これか次に実時間最適化器（計画修正器）４０に送られる。実時間最適化器（計画修正器）がこの計画を用いて走行中は、計画生成器３０，３１は更新されたデータを用いて新しい計画を生成するために動作を再開できる。実時間修正器４０（図４）の動作は図１２，１３，１４に流れ図形式で示してある。図４は実時間修正器４０の主たる特徴をブロック図形式で示す。計画状態レジスタ４２は計画の現在の状態を記憶し、この状態も最初に計画メモリ３２を介して、最適化サブシステム３１（図３参照）から供給されたものである。技術者の状態レジスタ４３と作業のプールレジスタ４４とは同じようにそれぞれ技術者とタスクに関するデータを記述し、これらのデータは関連の前置処理装置３３，３４から最初に得られる。これら３つのレジスタは、後述するようにすべて更新可能である。パラメータ入力４１はオペレータが各種の重み付けと他の値でシステムによって使われるものを入力できるようにする。技術者の状態レジスタ４３は技術者Ｔ１などからの入力によってそれ自体を更新でき、とくにオンラインまたはオフラインである技術者の状態を記録するようにしている。作業のプールレジスタはまた手操作のインターフェース（計算機端末）４５という手段により更新でき、これがオペレータに実時間割当て器の走行中に、例えば故障を報告している顧客に応答して、作業のプールに新しいタスクを加えることができるようにする。網４６内部の故障監視器に接続された自動入力を備えることもできる。レジスタ４２，４３，４４はすべてが割当て処理装置４７に入力を送り、このプロセッサはレジスタ内にある現在の情報を用いて、図１２，１３，１４を参照して記述するやり方である技術者Ｔに対する割当てを、この技術者がオンラインで命令要求をして来るときに、生成するようにしている。結果として得られる割当ては命令生成ユニット４８に送られ、そこでは新しく割当てられたタスクに関する命令と、関連する動作とをその技術者Ｔに送る。割当て処理装置４７はまた更新情報を技術者の状態レジスタ４３へ送り、その技術者の現在の場所、次に予期される到来呼時間などに関係している更新情報を送る。割当て処理装置４７はまた計画状態レジスタへ更新情報を送り、とくに暫定的な計画で今したばかりの割当てにより影響を受ける他のいずれかの技術者のものを変更するようにする。修正器４０は計画が生成されて以降生じた変更が一番早い時期もしくは最も時宜に適ったときに勘案することができるようなやり方で管理されている。このような変更は技術者が予期されたよりも早いか遅いかに新しいタスクについて報告をして来ることによって生ずることになり、また短期間の通知で求められた不在とか、計画されているタスクについての変更（例えば予約の変更）とか、システムに入力された新しいタスクとか、計画立案と割当ての規則に対する変更（例えば悪天候とか交通事情とかを考慮に入れた移動時間の変更）によっても生ずることになる。目的とするところはある技術者がタスクを要求するときに、実際に割当てられるタスクがその技術者にとって作業に対する要求が処理される時間に与えられる最も適当なものであり、それがもともと割当てられていたものであるとかないかとは無関係であるようにすることである。記述して行く割当てと最適化とを理解する上での助けとなることが図１２ないし１４の−連の流れ図によって支援されている。図１２では、参照番号１３は図１３に表わされた流れ図を示しており、それがサブルーチンとして作用しており、このサブルーチンは図１２の流れ図に示されたプロセスの間に呼び出される。同様に図１４のプロセスは図１２と１３の各種段階でのサブルーチンとして発生する。次の用語がいくつかの規則の中で使われ、ここで便宜上定義しておく。 “不正確（inaccurate）”：動作（例えば、タスク、不在、休息中断）についての計画中の状態で、ある技術者に対して計画はされているがまだその者に割当てられてはおらず、またその計画が基礎としている情報がこの動作に対しては無効になってしまった場合を言う。もし、ある技術者があるタスクに割当てられ、このタスクがその技術者のもとの計画にはないか、あるいはその技術者の計画にもともと割当てられていたタスクが他の技術者に割当てられた場合に、これが生じ得る。 “保留（pending）”動作（例えば、タスク、不在、休息中断）についての計画中の状態で、ある技術者に計画されているがまだその者に割当てられてはおらず、またその計画が基礎としていた情報が依然正確であると仮定されている（すなわち“不正確”としるしがつけられてはいない）場合をいう。図１２ないし１４に示されたプロセスについて記述する。概要は次のようになる。図１２はたった今登録（チェックイン）した（段階１２００）技術者にどんなの命令を与えるべきかを決めるプロセスを示す。命令（１２１１ないし１２１５）は通常はタスクを遂行するものであるが、不在（例えば会議とか訓練会合に出席するため）を採り入れるような他の命令も発行されてよい。図１３はタスクが選ばれるプロセスである。図１２と１３との両方のプロセスでは、サブルーチンが使われて、与えられたタスクを実行する技術者の実行可能性を判断する。このプロセスは図１４に示されている。図１２はオンラインにいる技術者に対するタスクの割当てを決めるためのプロセスを示す。ある技術者がチェックインすると（段階１２００）、システムは計画を照会してその技術者に対する次の活動を識別する（１２０１）。もし次の計画された活動が“一日の終り（End of Day:EoD）”（すなわち、その技術者にはその日にはその後に計画済みの別の活動がない）であるとプロセス１３へシステムは進んでその技術者に対する適切なタスクを見付けようとする。“一日の終り ”活動の前に計画済みの活動が存在すれば（段階１２０１に対する否定的結果）、前置選定不在チェック“プロセスが実行される（段階１２０２ないし１２０７）。第１に、システムはその技術者の計画をチェックして、何らかの不在がその技術者に対して計画されているかを見る（段階１２０２）。このような不在が存在しなければ、その技術者に対する次の不在が後述のプロセス１３を用いて見付けられる。少くとも１つの不在が存在すれば、システムは次の不在が現在時後の所定時間内に始まることになっているかどうかをチェックする（段階１２０３）。そうであれば、そのときはチェックが行なわれて、不在の計画上の終了が休息中断を採らなければならない期間内に入るかどうかを確かにする（段階１２０４）。もしそうならないと、その技術者は不在をとるように命令され、例えば会議に出席し（段階１２１１）、後に別の命令についての報告を送り戻すよう命令される。データベースの更新（段階１２１６）が不在の期間の始まりを記録することにより行なわれ、その技術者の次に予期されている接触時間が更新されて不在の計画された終りとなるようにし、また技術者の場所が不在の場所に更新される。その技術者がまだ休息中断をとっておらずまた、休息中断が始まらなければならない最終時間後にその者の不在を終らせるように計画されているとすると、その技術者は不在に進むように命令され、次にシステムに接触する前に休息中断をするように命令される（段階１２１２）。この技術者の計画は更新されて、休息中断と不在との継続期間、不在場所ほの推定移動期間とを含み、かつ休息がここでとられたことの記録をするように更新される（段階１２１６）。段階１２０３に戻ると、次の不在が未だ始まることになっていなければ、システムは不在が始まることになる前に実行できる最良のタスクを割当てる（段階１２０５ないし１２１０）。このための規則は次の通り。段階１２０５は次の計画済み活動が不在（すなわち計画済みの不在の前に何のタスクも計画されていない）かどうかを判断する。もしそうであれば、プロセスはタスクを探し、後に図１３を参照して記述するプロセスを使用する。しかし、不在の前にタスクが計画されていれば、そのときは図１４を参照して後述する実行可能性試験が起る（段階１２０６）。もし計画されたタスクが休息中断が取られなければならない前の残り時間内に、段階１２０６による試験で、実行可能であるならば計画された不在がそのタスク後に依然実行できるかどうかについて評価がされる（段階１２０７）。もしそのタスクが両方の試験を通過すれば（段階１２０６，１２０７）、そのときはその技術者に割当てがされ、その者はそれを実行する命令を受ける（段階１２１３）。しかし、計画されたタスクがいずれかの試験に通らないと、すなわち不在もしくは計画済み休息中断をとるべき時間前にタスクが実行されなければ、図１３のプロセスを用いて代りのタスクが識別される。図１３に示したところにより、技術者をタスクに割当てるプロセスをここで記述する。このプロセスは前のシステムからの乖離の主要点の１つである。ここでいう前のシステムでは、ある技術者が所定の計画をもっていて、その者がその計画日程にある次のタスクを可能であれば常に割当てられるか、そうでなければシステム内にすでにあるが他の技術者に対して計画済みでないタスクを割当てられる。このようなやり方では計画立案システムの最新の正規の更新以降の、システムにとって新しいタスクは、次の正規の更新まで割当てがされないことになる。ここで述べるプロセスはいずれかの与えられた技術者に影響を及ぼすような計画の最適化ができるもので、その者が新しいタスクについて報告をする都度でき、その者が計画に従って報告するとそうでないとに拘らず、しかも実行可能なタスクがその者にとって実行するように計画済みで、最新の計画改定以降そのシステムに加えられたタスクについても最適化を勘案しているかいないかとも無関係である。これは全体の計画の再構築の間にもっと時間をとってよいことであり、従って各再構築運用にもっと時間がとれるようにしている。ある技術者にあるタスクを割当てることは、それをするように計画された者以外であるときは、その技術者に関する計画を変更するだけでよく、もっともそのタスクがもともとここでいう計画された者以外の他の技術者に計画されていることを条件とする。一日のうちで定期的に、新しい計画が構築される。これがされる頻度は変化が生ずる割合に応じて選ばれるべきであり、前の計画が新しいものが得られる前にオンライン変化によって完全に壊滅しないようにする。しかし、各新計画の生成にとってもっと時間が許されるとなると、生成できる解がもっと適切なものになる。もし可能であれば最適化段階３１の最初の繰返しで使用される初期計画は実時間最適化器４０により前のサイクルで生成された現在の計画であってよく、決定論的段階３０により加えられたいずれかの固定点に従うものとなる。未だ割当てられていないタスクの詳細（割当てのための暫定計画であると否とに拘らない）は“作業のプール”データベース４４内に記憶される。あるタスクへの割当てについてある技術者を考慮するときには、次の要因が決められて、各種の修理と最適化チェックとを実行するのに使われるようにする：ａ．その技術者が考慮中のタスクに参加するために移動すると思われる起点場所。この場所はその技術者の現在のタスクがある場所か、もしタスクが未割当であるときは、その者の一日の開始場所と考えられる。ｂ．割当て開始時間（すなわち、現在時であるかその技術者の作業時間の始めかのうちで後の方のもの）。ｃ．その技術者の作業時間、ただし計画された超過勤務時間を含むものとする、の残り時間。ｄ．その技術者がその者の作業期間を終らねばならぬ場所。これはその者の本拠地であるか計画された不在の場所である。ｅ．望ましい作業場所と、その周辺の移動距離（半径）。この半径外にあるタスクはその技術者には割当てられない。ｆ．移動度限界。これはあるタスクから他のタスクへの過度の移動時間を防ぐように設定される。図１３に示したように、第１段階（１３０１）ではその技術者に何らかのタスクが計画されているかを判断するためのチェックがされる。そのようなタスクがあれば、プロセスは次に試験１３０２（図１４のサブルーチン）を用いてそのタスクがもしその技術者に今割当てられたとして依然実行可能かどうかをチェックする。計画されたタスクはその技術者にとっては予定されていなかった変更の結果として実行不可能となるかもしれず、とくにその技術者が計画したよりも早いか遅いかに報告をしているときにはそれが言える。次の条件がすべて満足されるときはそのタスクは実行可能である：ａ．技術者がその者の計画された作業時間内にそのタスクを実行するのに十分な時間を有しているか、あるいは、そのタスクが一日の終りをまたいで分割されているならば（計画上の開始と終了とが別の日付となっていることで識別される）、その技術者が計画上の作業時間の終了前に完了することができるであろうタスクにかかると思われる継続時間の割合が所定の最低値よりも大きいものであること。ｂ．そのタスクが休息中断管理上の要件を満足すること（図１４を見よ）。ｃ．そのタスクがある時間の間にされるべきものであれば、現場へのその技術者の予期到着時間がこの時間内であること。ｄ．そのタスクが別の技術者に割当てられていないこと。もしその技術者の計画内の次のタスクが上のチェックのすべてを通過するものでないと、そのタスクは実行不能と考えられ、そうでなければ実行可能とされる。実行可能なタスクがその技術者の暫定的な計画日程の内にあるかないかについて、システムはそこで多数の試験を実行することにより暫定計画を改良しようと試みる。これが図１３に試験１３０３，１３０４，１３０６として識別されており（ただし、実行可能なタスクが存在すれば、すなわち両試験１３０１と１３０２とが肯定的であるとする）、あるいは試験１３０４Ａ，１３０６Ａ，１３０９（ただし、現在実行可能なタスクは計画されておらず、すなわち試験１３０１又は１３０２の結果が否定的であるとする）として識別されている。このプロセスは、もし実行可能な計画済みタスクが存在すれば、サービス品質に顕著な改良に対する機会が存在するときに、その計画は分散されるように設計されている。第１に実行可能なタスクが識別されたとすると、試験がされて（段階１３０３）、計画済みタスクが高い重要度のものとしてフラグが立てられているかあるいは割当てがむづかしいものとしてフラグが立てられているかを判断する。もしそうであればそれ以上の最適化を試みることなくその技術者への割当てがされる（結果１３０８）。他のすべての場合は（すなわち、このようなフラグを備えた実行不可能なタスクが計画中にあると）、このプロセスは作業のプール４４の中に非常に重要としてまたその確約時間が近づいているとしてフラグが立てられていながら未だ計画されていないタスクがあるかどうかを調べる（段階１３０４／１３０４Ａ）。このようなことはいくつかの理由で発生し、例えば、それが新しいタスクであるとか、別なところでの他の計画からもれていたものであるとかが理由となる。あるタスクを現在オンラインにある技術者に再割当てするためには段階１３０２を参照して記述した４つの条件がすべて満足されなければならず、また次の条件もすべて満足されなければならない。ｅ．前置計画立案器３０によって計画立案済みの技術者（がもしいれば）に対してそのタスクは“しっかりと決まった計画をされた”ものでないこと。ｆ．考慮対象の技術者は必要な技能をもち、そのタスクをする許可を得ていること。ｇ．そのタスクの場所はその技術者の地理的制限の中にあること。ｈ．その技術者は適切な技術と許可とを有していること。ｉ．そのタスクは目標時間としての所定期間内にあること。ｊ．その技術者の次の固定タスク前にそのタスクが実行できること。こうして選ばれたすべてのタスクはそこで次のような順序に配列される。１．そのオンラインにある技術者にとくに前もって計画立案されたタスク、２．タスクまでの移動時間（増えいく順序で）、３．技能に対する希望、４．優先順位（減っていく順序で）、５．確約の時間。移動時間は既知の経路ナビゲーションシステムを用いてある場所から他の場所まで計算することができ、道路の類型、一日の時間帯などの要因が勘案される。あるタスクが計画されているが前のタスクが未だ計画されていない場合には、一般的な領域でのタスクについての一般的な移動時間要因が用いられる。もしこのタスクが“不正確”としてしるしが付けられるか、あるいは計画上修理が実行中としるしが付けられると、その計画済みエントリィはもはや正確ではないので、移動時間は再計算されねばならない。上述の基準と休息中断管理基準とに適っている、結果とし得られたリスト内の第１のタスクはオンライン技術者に割当てるように選ばれる（段階１３０５）。このようなタスクが見付からなければ、別な試験（段階１３０６／１３０６Ａ）が行なわれて、現在の技術者の計画済みタスク（もしあればのことであるが）よりも高い優先順位のタスクであり、またこのタスクは段階１３０４／１３０４Ａ内ですでに考慮されてはいないものであり、加えて、すでに別の技術者に計画済みではあるが、オンラインにある（現在の）技術者が計画上の技術者よりもそのタスクに早く対応できるものであるようなタスクが存在するかについて判断をする。すべてのタスクでこれらの条件に適うものがここで評価される。そのタスクがその目標時間に近づいているというタスクに対する要件（上述の試験“ｉ”）が、計画済みタスク（があるとしてそれ）よりも高い優先順位のタスクだけが考慮されなければならないという要件により置き換えられる場合は例外であるが、これと同じ試験が使用される。もし適当なタスクが見付かると、それがその技術に割当られ、計画済みタスク（があるとして）、それよりも優先される（段階１３０７）。試験１３０４と１３０６とのいずれもがもっと適切なタスクを作らなければ計画済みタスクが割当てられる（段階１３０８）。しかし、もし両方の試験１３０４Ａと１３０６Ａとで否定的な結果が出れば（すなわち計画がすでに破壊されていたのと同じ試験結果であれば）割当てすることができる計画済みタスクは何もない。代って、その技術者は命令についてその者の監督者に接触するよう命令される（段階１３０９）。段階１３０４，１３０４Ａ，１３０６，１３０６Ａでタスクを選ぶ際に、そのタスクがそれの確約時間（があるとして、その中で）内で実行できることを確めるための試験が必要とされる。そのが次に管理（制御）システムへ接触する前に休息中断をとることを指示されているかどうかについての考慮もされなければならない。同じような試験が計画済みタスクの実行可能性を評価するためにも必要とされる（段階１３０２，１３０６）。この試験は図１４に示されている。ここにはこのプロセスの３つの目的がある。第１は、割当てられた時間ウィンドウ内で休息中断がとられることを確かにすることである。第２は、もしタスクが直ちに計画できないときには休息中断を割当てて休息中断後にタスクの割当てをするようにしてもよい。例えば、休息中断をとらないと、予約への到着が早すぎるときである。これは休息中断がその時間に技術者に与えられていることを条件とする。第３に予約が入る期間が技術者にとって割当てられたときにその場所に到着することになる時間と一致しないときには、それを拒絶することである。第１の試験でこのプロセスで行なわれるもの（１４０１）は休息中断が考慮されるべきかを判断する。もし計画済みの休息がすでに全部とられていれば、考慮中のタスクは実行可能であるが、その技術者が予約スロット（があるとしてその）内のタスク場所に到着できない場合は除かれる。そこでシステムは先ずそのタスクが予約時間スロットを有しているかどうかを試験して（段階１４０２）、そうであればその技術者がそのスロット内に到着できるかどうか（すなわちアイドル時間を生じさせるほど早すぎないかとか、遅すぎないかどうか、段階１４０３，１４０４）を見る。もしその者が予約時間スロット内に到着できるのであるか、もし予約時間スロットがないのであれば、そのタスクは実行可能である（１４１０）。もしその者が予約スロット内に到着できなければそのタスクは実行不能である（１４１３）。もしその技術者がとるべき休息をもっていれば、試験には４つの結果の可能性がある（図１４の１４１０ないし１４１３に示す）。そのタスクが実行不能であるか（１４１３）、あるいは可能であるかのいずれかであり、後の場合には、休息をタスクの前か（１４１２）、あるいはタスク中か（１４１１）、あるいは休息をとるべき前にそのタスクが完了できるときは全くとらないか（１４１０）を計画する必要がある。もしその技術者が休息をとっていなければ、そのときは段階１４０１での試験は肯定的な結果を戻す。この場合は次の試験は再びそのタスクが予約時間をもつかどうかのチェックをすることになる（段階１４０２Ａ）。もし予約があれば、そのときはその技術者が予約に対して早すぎるくらいに進もうとしているかどうかについて試験がされる（段階１４０３Ａ）。その技術者が早すぎるくらいに進んでいなければ、試験がされて、その技術者が予約スロットの終りの後で到着することになるかどうかのチェックをする（段階１４０４Ａ）。これら３つの試験は本質的には上で述べた段階１４０２，１４０３，１４０４のものと同じであるが、違った結果をもたらしている。試験１４０４Ａの結果が肯定的であると（言い換えればその技術者は予約スロットの終りの後になるまでは到着できないというのであれば（遅すぎること））、このタスクはその技術者にとっては実行可能ではなく（結果は１４１３）、その技術者には別のタスクが指定されなければならない。もしこの技術者が早すぎも遅すぎもしないのであれば（試験１４０３Ａと１４０４Ａの結果がともに否定的）であれば、そのときは試験（段階１４０５）がされて、そのタスクが休息を始めてもよい最終時間の前に終ることができるかどうかチェックされる。この試験の結果が肯定であれば、このタスクは実行可能であり、休息についての命令は何も必要でない（結果は１４１０）。しかしもしタスクが休息をとらなければならない最終時間前に完了できないならば（試験１４０５の結果が否定的）、そのときは次の試験（段階１４０６）がされて、その技術者にとってその者の休息を直ちにとるにはまだ早すぎるかどうかが判断される。この試験の結果が肯定的であれば、このタスクは実行可能であるが、休息はそのタスクの間にとらなければならず（結果は１４１１）、その理由は試験１４０５の結果が否定的であったから、このタスクは休息をとらなければならぬ期間の終りまでに完了できないことによる。しかしながら、もし休息をとってもよい時間スロットがすでに開いていれば（試験１４０６が否定的）、別の試験（段階１４０８）がされて、その技術者がその者の休息を直ちにとったのであれば、その予約スロットの終る前にそのタスクをその者が始められるかどうかを判断する。結果が肯定的であれば（すなわちこのタスクがその前に休息をとっても実行可能であれば）、この技術者は休息をとることとその後にそのタスクを実行することとを命ぜられる（結果は１４１２）。しかし、もし試験１４０８の応答が否定的であれば、そのときはこのタスクは実行不能である（結果は１４１３）。これは休息もタスクも他の人が開始をしなければならなくなる最終時間前に完了できないからである。もし試験１４０３Ａ（この技術者に予約に対して早すぎるくらいに進みそうであるか？）に対する結果が肯定的であれば、そのときは試験１４０６ａ（試験１４０６に類似）が続く。がしかしこの場合には、もし休息中断時間スロットと予約時間スロットの両方が未だ開かれていなければ（１４０６Ａ肯定）、このタスクは実行不能（結果１４１３）である。もし休息中断時間スロットがすでに開かれていれば（１４０６Ａ否定的）、別の試験１４０７が行なわれて、その技術者の休息の終りで予約に対する時間スロットが開いていることになるかどうかが判断される。もし開かれていないのであれば、そのときは再びそのタスクは現在は現在は実行不能とされる（結果１４１３）。これはその技術者がそのタスクを全く実行できないことを意味するのではなく、単にその者の次のタスクとはなり得ないだけのことである。もし休息がとられると、そのタスクが予約時間スロットの終る前に始められるかどうかについて判断をする。この試験の結果はそのタスクが実行可能でありしかも休息がタスクの前にとられるべきこと（結果１４１２）か、あるいはそのタスクは実行不能で、何らかの他のタスクが予約されなければならなくなること（結果１４１３）のいずれかとなる。最後に、もし試験１４０２Ａの結果が否定的であると（すなわちタスクは予約時間をもっていないとすると）、試験１４０５と似ている試験１４０５Ａが実行されて、そのタスクが休息をとらねばならない時間スロットの終る前に完了できるかどうかが判断される。もし結果が肯定的であると、そのタスクは実行可能であり、休息についての命令は何も必要でなく（結果１４１０）、そうでなければ、別の試験（１４０９）がされて、その技術者が休息中断時間スロットの始まる前にタスクのところに到着するかどうか判断される。そうでなければ（１４０９否定的）、その技術者はその者の休息をタスクを始める前にとることを命令される（結果１４１２）。そうでなければ、その者はタスクの間に休息をとるよう命令される（結果１４１１）。ここで図１２を参照することに戻って、段階１２０８では、もし適当なタスクが図１３のプロセスで見付かれば（結果１３０５，１３０７，１３０８）、このタスクがその技術者に割当られ（段階１２１３）、これと一緒に実行可能性試験（図１４）で生成された命令、例えばそのタスクの前（１４１２）にあるいはその間（１４１１）に計画された休息をとるべしとするものも割当てられる。しかし、有効なタスクが何も見つからないときは（結果１３０９）、試験がされて、休息をとることができるかどうかを見る（段階１２０９）。もし休息が何も計画されていなければ、その技術者はなすべき仕事をもたず、命令について監督者に接触するように命令され（段階１２１４）、その日の作業を終りとするか、あるいは別の命令を待つことにするか、例えば新しい仕事が生ずるとかその予約ウィンドウに入るかする場合に備えるかすることの承認を得るようにする。もし休息をとることができると（段階１２０９）、そのときは試験がされて（段階１２１０）、もし不在が計画されているがまだその時期が始まっていないときには、その不在は休息の後に直ちにとることができる。これはその休息期間が終ってしまう時間までにその不在があることになっているかどうかの試験である。（もし不在がすでに始まる時間になっていると、試験１２０３の結果は否定的になり、従って試験１２０４は試験１２１０に代って実行されることになることに留意したい）。この試験（段階１２１０）の結果に依存して、技術者は休息だけをとるように命令され（段階１２１５）、その者の計画の中で残っている不在は後に残すように命令され；あるいは不在と休息とを一緒にとるように命令される（段階１２１２）。もし不在が一切計画されていなければ（試験１２０２の結果が否定的）、段階１２１０での照会に対する応答は無論いつも否定的であり、従って結果１２１２は適切なものではない。休息を伴っても、伴わなくても一度タスクが割当てられてしまうと（結果１２１１，１２１２，１２１３もしくは１２１５）、あるいは不在もしくは休息が割当てできるようなタスクとが他の活動が存在しないと判断されてしまうと（段階１２１４）、その技術者にはそれに従った命令がされる。その命令はメッセージ生成部４８によって生成される。ここでは技術Ｔに対して命令を伝えるために人である配送者（デスパチャ）により使用されるような割当ての表示を生成してよいし、あるいは通信リンクＣを介して技術者のハンドセット（例えばＨ１）に直接データメッセージを送ることにより使用されるような割当ての表示を生成してもよい。改版された計画日程の詳細はデータベース４２，４３，４４内に記憶される（段階１２１６）。技術者のレジスタ４３に対しては、これらはその技術者の現在場所、及び予想される完了時間（すなわち、その技術者が新しい命令をオンラインで求めて来ると予期される次の時間）を詳記している。一般にこれは新しいタスクに至る移動時間、そのタスクの予期される継続時間、及び不在と休息で割当てられたものの継続時間の和である。計画日程４２もまた更新されることになる。もし割当てられたタスクがオンラインにいる技術者に対して計画されたものであると、そのエントリィは割当てが済んだとして単に消去される。もしそこでその技術者に別のタスクが計画されたとすると、割当てられたタスクが他の技術者の計画日程からやって来たものであれば、そのエントリィはここでいう他の技術者の計画日程から消去されなければならない。その技術者の計画日程にある他のすべてのエントリィは“不正確”のラベルが付けられ、その理由はその者が他から今割当てられたタスクを最初にすることになるという仮定の下に計画が立てられていることによる。同じようにオンラインにある技術の残りの計画日程の中の全エントリィもまた同じ理由で不正確としるしが付けられる。“不正確”としてラベルが付けられたタスクはもはや計画をすることが考慮されず、その理由はもともと計画された技術者がそれらをまた実行できることに確証がないことによる。他の技術者に割当てるためにタスクを選ぶときには“不正確な”エントリィは“保留”とラベルを付けられたものよりも高い優先順位を与えることができるが、それらが割当てされないことによる失敗の危険を余計にもっていることによる。このシステムへの入力で、計画もしくはタスクの完了を報告する技術者に加えられる新しいタスクのようなもので、図５ないし１０の初期計画生成プロセスが実行されている間に生ずるものはその計画が作られる時間までに初期計画を部分的に補正させることになろう。図１５，１６，１７ではこのような入力を取扱う３つの方法を示す時間ライン（系列）である。これら３つの図では、このような入力が参照番号１，１ａで示され、技術者への命令のような出力でこのような入力に応答するものが参照番号２，２ａによって示されている。初期計画生成プロセスは参照番号３，３ａで示されており、また計画変更プロセスは参照番号４，４ａで示されている。一般に２つのプロセス３，４は並列に行なわれ、初期生成プロセス３は変更プロセス４ａの次のサイクルに対する入力を用意している。各場合に、入力１で初期生成プロセスが動作していないときに生ずるものは計画変更プロセス４に従って処理されて、必要とされる出力２が生成される。初期計画生成器３の次の運行のために入力がまた用意される。図１５では、計画変更プロセス４は初期計画生成プロセス３の間は留保される。初期計画生成プロセス３が動作している間に生ずる入力１ａは現在の変更プロセス４により直ちに処理されず、メモリ５内にプロセス３の完了までバッファされて、それから新しい初期計画に基づいて変更プロセスにより処理されて、出力２ａを作る。代って、図１６では、出力２ａが入力１ａを受けると直ちに生成され、既存データを用いる変更プロセス４を用いるが、入力１ａはまたバッファされて、初期計画３が完了するときに新しい変更プロセス４ａへの出力を用意する。これは迅速な応答２を用意するという利点があり、また図１５の構成は応答２ａを生成するのにもっと最近の初期計画を用いるという利点がある。どちらの構成を選ぶかは入力１ａと出力２ａとの間の許容できる遅延に依る。もしデータ１ｂが用意され、それが初期計画に対して重要な変更を求めるものであり、例えば既存の初期計画を用いて生成される解３，４が無効となるようなものであれば、計画変更プロセス４と初期計画生成プロセス３とは留保され（もし現在運行中であればとする）て、初期計画生成プロセスは次に新しいデータで再始動される（３ａ）。入力２ａで再始動したプロセス３ａの運行中に受領したものは新しい計画が生成されるまでバッファ（５）される。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ，ＣＦ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＭＬ，ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＧＨ，ＫＥ，ＬＳ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＺ，ＵＧ，ＺＷ)，ＥＡ(ＡＭ，ＡＺ，ＢＹ，ＫＧ，ＫＺ，ＭＤ，ＲＵ，ＴＪ，ＴＭ)，ＡＬ，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ，ＡＺ，ＢＡ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ，ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，ＣＵ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＥ，ＥＳ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＥ，ＧＨ，ＨＵ，ＩＤ，ＩＬ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＣ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＫ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ，ＳＫ，ＳＬ，ＴＪ，ＴＭ，ＴＲ，ＴＴ，ＵＡ，ＵＧ，ＵＳ，ＵＺ，ＶＮ，ＹＵ，ＺＷ (72)発明者バウダリス、クリスタスイギリス国、アイピー４・５ユーピー、サフォーク、イプスウィッチ、サンドピット・クローズ５ (72)発明者アザーミ、ネイダーイギリス国、シーオー７・９アールティー、エセックス、コルチェスター、ウィーベンホー、ソーネル・コート１ (72)発明者ライスウェイテ、ロバート・ノエル・ウィリアムイギリス国、アイピー10・０ディーワイ、サフォーク、ニヤ・イプスウィッチ、バックレスハム、セント・メリーズ・パーク 14 (72)発明者オードノギー、ジョン・ジョーゼフイギリス国、アイピー３・９エーエイチ、サフォーク、イプスウィッチ、マレイ・ロード 18 (72)発明者ノーブル、アンドリュー・ポールイギリス国、ティーダブリュ９・３ディーキュー、サリー、リッチモンド、キュー、バーリントン・アベニュー 10 (72)発明者ウォーカー、ポールイギリス国、ビーエル２・６エヌピー、ボルトン、ブレイトメット・ドライブ 213 (72)発明者アレットソン、イアン・スチュアートイギリス国、オーエル12・６ティービー、ランカシャー、ロッチデール、フットワード・クレセント 12 【要約の続き】とに集中できるようにする。このシステムがタスクと資源に対する要求の急速な変更を計画を生成するのに必要とされる時間よりも早い度合で取扱えるようにするために、計画変更システム（４０）は計画生成システム（３０、３１）により配送される計画更新の間で短期間に変更をすることができるようにされている。

Claims

【特許請求の範囲】１．タスク割当て装置であってその構成は：割当てられることになるタスクと、そのタスクを実行するために利用できる資源とに関する情報を用意する入力手段と；該資源を該タスクに割当てて、それにより、各資源に対して、初期計画を生成する計画生成手段と；該初期計画を記憶する記憶手段と；該入力手段から、タスクと資源とに関する更新された情報を受ける更新手段と；この更新された情報に応答して少くとも第１の資源の初期計画を変更する変更手段とを含み、該初期計画への変化が前記更新された情報に応じて、該計画生成手段とは独立して行なえるようにしたタスク割当装置。２．前記計画再生手段は、前記入力手段により受領されたデータに従って初期計画を定期的に生成するようにされており、前記変更手段は初期計画の定期的な生成の間にデータの受領に応答して初期計画を変えるようにされている請求項１記載の装置。３．前記計画生成手段は：第１の、決定論的な、ステージと；第１のステージにより計画されることになるタスクを選定する手段と；残りのタスクを計画するための第２の、最適化の、ステージと；で成り、該第２のステージは第１のステージにより計画されたタスクを固定のものとして取扱うための手段を含んでいる請求項１記載の装置。４．前記第１のステージによる計画立案のためのタスクを選定する手段は少くとも１つの資源を含むか一連のタスクを形成しているリンクされたタスクの群を選ぶようにされている請求項３記載の装置。５．前記第２のステージは推計学的なプロセスに従って動作する請求項３又は４記載の装置。６．前記推計学的なプロセスはシミュレーションをしたアニーリングプロセスである請求項５記載の装置。７．前記計画生成手段は第３の、後置最適化ステージを含み、その構成は第２のステージによって作られた計画を解析するための手段と、さらに最適化を要する計画を識別するための手段と、このような計画をさらに最適化するために第２ステージのさらなる繰返しに入力するための手段とで成り、第２のステージのさらなる繰返しはそのように識別されなかった計画を固定のものとして取扱うための手段を有している請求項３、４、５又は６のいずれか１項記載の装置。８．前記計画変更手段は複数の選択手段を含み、その各々は実行されるのを待っている複数のタスクを順に評価して、第１の資源によって実行するのに適したような、与えられた優先順位をもっているタスクが得られるかどうかを判断するようにし、またこのようなタスクを第１の資源に割当てるようにし、かつ該選択手段は優先順位が継続して下降していくようなタスクを識別して、高優先順位をもつタスクが第１の資源用の初期最適化された計画内で低い優先順位のタスクに優先して割当てられる前記請求項１ないし７のいずれか１項記載の装置。９．少くとも１つの前記選択手段は初期最適化された計画が与えられた優先順位をもつタスクを含んでいるかを判断し、もしそれがあれば該タスクを選択するための第１の評価手段と、もし第１の資源の初期最適化された計画がこのようなタスクを含まなければ動作可能とされて、計画をされていないタスクが存在するかを判断し、もしあれば該タスクを選択するための第２の評価手段とを含んでいる請求項８記載の装置。 10．前記計画変更手段が第１の資源の特性と関係する特性をもつ資源を識別し、更新された情報に応答してこのような特性をもつ資源だけの計画を変更するようにされている前記請求項１ないし９のいずれか１項記載の装置。 11．さらに初期最適化された計画の生成後に別なタスクか資源かあるいはその両方を計画されることになる複数のタスクか資源かあるいはその両方に加えるための手段とを含む前記請求項１ないし１０のいずれか１項記載の装置。 12．複数の資源を複数のタスクに割当てる方法であって：計算機を用いて、次の機能を実行するようにされており、この機能は割当てられることになるタスクと該タスクを実行するために利用可能な資源とに関する初期情報を用意することと、各資源に対して、該資源を該タスクに割当てるために初期計画を生成することと、該初期計画を記憶することと、該タスクと資源とに関する更新された情報を用意することとを含んでおり、それによってこの更新された情報に応答して少くとも第１の資源の初期計画を変更する段階とを含み、初期計画への変化が前記更新された情報に応じて、該初期計画の生成プロセスとは独立して行えるようにした方法。 13．初期計画が定期的に生成され、こうして生成された初期計画は初期計画のこのような定期的生成の間にデータを受領するのに応答して変更されるようにした請求項１２記載の方法。 14．前記初期計画の定期的生成の間に、前記変更プロセスは留保され、前記更新された情報は新しい計画が生成されるまでは保持されて、その後、その生成が完了するときに初期計画を変更するのに使用される請求項１３記載の方法。 15．初期計画生成の間に、変更プロセスは続き、こうして変更された計画はその生成が完了するときに初期計画に対する変更として入力される請求項１３記載の方法。 16．計画生成プロセスは重要な更新データアイテムが受領されたときに始動される請求項１２、１３、１４又は１５のいずれか１項記載の方法。 17．前記計画生成機能は選ばれたタスクを計画立案するための第１の決定論的なステージと、残っているタスクを計画立案するための第２の最適化ステージとで成り、第２のステージは第１のステージにより計画されたタスクを固定のものとして取扱う請求項１２、１３、１４、１５又は１６のいずれか１項記載の方法。 18．複数の資源を含むか一連のタスクの形成するリンクされたタスクの群が第１の、決定論的な、ステージにより計画立案のために選ばれる請求項１７記載の方法。 19．前記第２のステージが推計学的なプロセスにより動作する請求項１７又は１８記載の方法。 20．前記推計学的なプロセスはシミュレーションされたアニーリングプロセスである請求項１９記載の方法。 21．前記計画生成機能は、第３の、後置最適化ステージを含み、そこでは第２のステージにより作られた計画がさらに最適化を要する計画を識別するために解析され、そのような計画がさらなる最適化のために第２のステージのさらなる繰返しに入力され、第２のステージのさらなる繰返しがそのように識別されなかった計画を固定のものとして取扱う請求項１７、１８、１９又は２０のいずれか１項記載の方法。 22．前記計画変更プロセスは複数の選択段階で成り、その各々では実行されるのを待っている複数のタスクが評価されて、第１の資源による性能に適した与えられた優先順位をもつタスクが得られるかを判断し、もし識別されればこのようなタスクが第１の資源に割当てられて、前記選択段階は各々が継続して下降して行く優先順位をもつタスクを識別するようにされていて、それにより第１の資源に対する初期最適化された計画に高優先順位のタスクがあるかいなかとは無関係に高優先順位のタスクが低い優先順位のものに優先して割当てられる請求項１２ないし２１のいずれか１項記載の方法。 23．少くとも１つの選択段階が先ず与えられた優先順位をもつタスクを資源についての初期最適化された計画が含んでいるかどうかを判断してそれがあれば前記タスクを選択し、またもし資源の初期最適化された計画がそのようなタスクを含まなければまだ計画がされていないタスクが存在するかを判断して、それがあればそのようなタスクを選ぶ請求項２２記載の方法。 24．前記計画変更機能は第１の資源の特性と関係する特性を有する資源を識別して、そのようなな特性をもつ資源だけの計画を変更する請求項１２ないし２２のいずれか１項記載の方法。 25．初期最適化された計画の生成後に実行されることになる複数のタスクに別なタスクを加えてもよい請求項１２ないし２３のいずれか１項に記載の方法。 26．複数のタスクを複数の資源に割当てるための計算機装置であって、該計算機装置は、中央処理ユニット、メモリ、入力装置及び出力装置を含んでおり、該メモリは計算機を制御するためのプロクラムを含んでいて、またそれが資源の予測される利用可能性、タスク優先順位、及び資源に対するタスクの適切さに基づいて初期計画を記憶するようにされており、ある資源が利用可能となるときは、実行されるのを待っている複数のタスクを評価してその資源による実行に適した高優先順位タスクが得られるかどうかを判断して、それを資源に割当てることと；このようなタスクが実行のために資源に得られなければ、その資源の初期最適化計画上の次のタスクを評価して、それが実行できるかを判断して、実行できるときは資源にそれを割当てることと；前記次のタスクが実行するために資源に得られなければ、資源に対して複数のタスクからより低い優先順位のタスクを割当てることとの段階を実行する計算機装置。