ВПнМ/Теормин

Материал из eSyr's wiki.

(Различия между версиями)

Перейти к: навигация, поиск

Версия 18:17, 20 мая 2009

Содержание

1 Моделирование и абстракция
2 Логика LTL, автоматы Бюхи
3 Верификация программ на моделях
4 Система Spin и язык Promela

Моделирование и абстракция

Моделирование программ. Понятие состояния. Потенциальные и достижимые состояния. Требования к модели. Процесс построения модели.

Схема верификации на моделях (Лекция 2, слайд 3)

Состояние программы - совокупность значений переменных и управления, связанных с некоторой моделью программы.

Модель - упрощённое описание реальности, выполненное с определенной целью.

с каждым объектом может быть связано несколько моделей
каждая модель отражает свой аспект реальности

Аспекты модели:

простота - модель должна быть проще, чем реальность
корректность - не расходиться с реальностью
адекватность - соответствовать решаемой задаче

Построение модели

формализация требований (постановка задачи моделирования)
выбор языка моделирования
абстракция системы до модели с учётом требований

Моделирование программ. Размеченные системы переходов. Детерминизм и недетерминизм. Вычисления и трассы. Свойства линейного времени. Выполнимость свойства на трассе.

Размеченная система переходов (LTS)

$TS = \langle S, Act, \overset{a}{\rightarrow} ,s_0, AP, L \rangle$

S - множество состояний
Act - множество действий
$τ$ - невидимое действие
$\overset{a}{\rightarrow} \subseteq S \times Act \times S$ - тотальное отношение переходов
$s_0 \in S$ - начальное состояние
AP - множество атомарных высказываний
$L:S \rightarrow 2^{AP}$ - функция разметки

S, Act - конечные или счётные множества

$\langle s, a, s' \rangle \in \overset{a}{\rightarrow} \equiv s \overset{a}{\rightarrow} s'$

Пример LTS: Лекция 2, слайд 40-41

Прямые потомки

$Post(s, a) = \{s' \in S, s \overset{a}{\rightarrow} s'\}$ - такие состояния s', которые непосредственно вытекают из s через переход a
$Post(s) = \bigcup_{a \in Act} Post(s, a)$ - все возможные состояния s', которые непосредственно вытекают из s

Система $TS = <S, Act, \overset{a}{\rightarrow} ,s_0, AP, L>$ детерменирована:

по действиям тогда и только тогда, когда
- $|I| \leqslant 1$
- $\forall s \in S, \forall a \in Act \Rightarrow |Post(s, a)| \leqslant 1$
по атомарным высказываниям
- $|I| \leqslant 1$
- $\forall s \in S, \forall A \in 2^{AP} ~ \Rightarrow ~ |Post(s) \cap \{s' \in S, L(s') = A\}| \leqslant 1$ ( количество одинаково размеченных потомков не больше одного )

Недетерменизм - это фича! Полезен для:

моделирования параллельного выполнения в режиме чередования (интерливинга)
- позволяет не указывать скорость выполнения процессов
моделирования прототипа системы
- не ограничивает реализацию заданным порядком выполнения операторов
построения абстракции реальной системы
- модель может быть построена по неполной информации

Вычисления

Конечный фрагмент вычисления $σ$ системы переходов TS называется конечная последовательность чередующихся состояний и действий $\sigma = s_0 a_1 s_1 a_2 s_2 \dots a_n s_n, \forall i \in [0,n] \Rightarrow s_i \overset{a_{i+1}}{\rightarrow} s_{i+1}$
Бесконечный (максимальный) фрагмент вычисления $ρ$ - $\rho = s_0 a_1 s_1 a_2 s_2 \dots, \forall i \geqslant 0 \Rightarrow s_i \overset{a_{i+1}}{\rightarrow} s_{i+1}$
Начальный фрагмент вычисления - фрагмент вычисления, для которого $s_0 \in I$
Вычисление - начальный максимальный фрагмент вычисления

Достижимое состояние (из начального) в системе переходов TS - такое состояние $s \in S$ , для которого существует конечный фрагмент вычисления $s_0 a_1 s_1 a_2 s_2 \dots a_n s_n = s$

Rich(TS) - множество всех достижимых состояний в TS

Трасса $tr = L(s_0) L(s_1) \dots \in (2^{AP})^\omega$

Свойства линейного времени

Свойство $\varphi$ определяет набор допустимых трасс: $\varphi \in (2^{AP})^\omega$
Система переходов TS удовлетворяет свойству линейного времени
- $TS \models \varphi ~~ \Leftrightarrow ~~ Traces(TS) \subseteq \varphi$
- $TS(P) \models \varphi ~~ \equiv ~~ P \models \varphi$

Моделирование программ. Графы программ. Статическая и операционная семантика.

Граф программы – формальное описание текста программы.

$D p$ -- единый абстрактный домен данных.
P -- программа.
- $V p$ -- множество переменных программы(Var).
- $dom(v) = D_p^v \subseteq D_p$ -- каждая переменная принадлежит какому-либо домену
$n$ -- подстановка. $n: V_p \rightarrow D_p, \forall v \in Var$ $n(v) \in D_p^v$
Cond(V_p) -- Набор булевых условий над V_p
- формулы пропозициональной логики
- условия на переменные
Эффект операторов: $Effect: Act \times Eval(Var) \rightarrow Eval(Var)$

Граф программы:

$PG= \langle Loc , Act , Effect ,\rightarrow, Loc_0, g_0 \rangle$

Loc -- множество точек
- $Loc_0 \in Loc$ -- множество начальных точек
$A c t$ -- множество действий
$\rightarrow : Loc \times (Cond(V_p) \times Act) \times Loc$ -- отношение перехода ( $C o n d (V p)$ -- это фактически страж оператора )
$E f f e c t$ -- функция эффекта
$g_0 \in Cond(V_p)$ -- начальное условие

Получение TS из PG: раскрутка графа

Состояние в TS -- это точка программы и текущая подстановка
Начальное состояние -- исходная точка, удовлетворяющая начальному условию
Атомарные высказывания в TS:
- находимся в точке программы l
- значение переменной x принадлежит некоторому множеству и это множество является подмножеством множеств значений этой переменной.
Состояния $\langle l,n \rangle$ размечаются высказыванием о том, что мы находимся в точке программы l и всеми высказываниями, истинными в n
Если в графе программы есть дуга из l в $l'$ со стражем g и действием a и в некоторой подстановке n выполняется страж g, то в системе переходов, которая соответствует этой программе будет присутствовать дуга из состояния $\langle l,n\rangle$ в состояние $\langle l', Effect(a,n)\rangle$ по действию a.

Системы переходов графов программ Операционная семантика -- строгое описание того как из графа программы получить ее систему переходов. Описывается это все при помощи правил вывода. TS(PG) -- система переходов графа программы $PG= \langle Loc , Act , Effect ,\rightarrow, Loc_0, g_0 \rangle$ задается сигнатурой $\langle S, Act, \rightarrow, I, AP, L \rangle$

$S = Loc \times Eval(V_p)$ (декартово произведение точек программы на всевозможные подстановки)
$\rightarrow : S \times Act \times S$ с соответствующим правилом вывода $l \overset{g:a}{\rightarrow} l \and (g |= n)$ $\langle l,n \rangle \overset{a}{\rightarrow} \langle l',Effect(a,n) \rangle$

Множество начальных состояний системы переходов описывается как множество состояний, в которых точка программы принадлежит начальным точкам, а на подстановках выполняется начальное условие графа программы:
- $I={\langle l , n \rangle : l \in Loc_0 , n |= g_0 }$
Множество атомарных высказываний -- это объединение множества точек программы и всевозможных булевых высказываний над переменными программы:
- $AP=Loc \cup Cond(V_P)$
Состояния вида <l,n> размечаются высказываниям о точке программы, в которой мы находимся и всеми высказываниями из множества всевозможных высказываний, которые верны в этой подстановке:
- $L(\langle l , n \rangle)= (l) \cup (g \in Cond(V_P): n |= g ).$

Пример: Лекция 4, слайд 16

Параллелизм. Чередование систем переходов.

Параллелизм. Чередование графов программ. Случаи без разделяемых переменных и с разделяемыми переменными.

Параллелизм. Синхронный параллелизм. Рандеву.

распределённые программы выполняются параллельно
в распределённой программе нет разделяемых переменных

Передача сообщений в распределённых программах:

cинхронная передача сообщений (рандеву)
асинхронная передача сообщений (кналы)

Синхронный обмен сообщенийями:

Процессы вместе выполняют синхронизированные действия
Взаимодействие процессов - одновременно

Рандеву

$TS_i = \langle S_i, Act_i, \overset{a}{\rightarrow}_i ,I_i, AP_i, L_i \rangle ~~~ i=\{1,2\}$
$H \subseteq Act_1 \cap Act_2$

Тогда $TS_1 ||_H = \langle S_1 \times S_2, Act_1 \cup Act_2, \rightarrow, I_1 \times I_2, AP_1 \cup AP_2, L \rangle$ , где

$L(\langle s_1, s_2 \rangle) = L_1(s_1) \cup L_2(s_2)$
определяется как:
- интерливинг для $\alpha \not\in H~:~~~ \frac{s_1 \overset{a}{\rightarrow}_1 s_1'}{ \langle s_1, s_2 \rangle \overset{a}{\rightarrow} \langle s_1', s_2 \rangle}$ и $\frac{s_2 \overset{a}{\rightarrow}_2 s_2'}{ \langle s_1, s_2 \rangle \overset{a}{\rightarrow} \langle s_1, s_2' \rangle}$
- рандеву для $\alpha \in H~:~~~ \frac{s_1 \overset{a}{\rightarrow}_1 s_1' ~ \wedge ~ s_2 \overset{a}{\rightarrow}_2 s_2'}{ \langle s_1, s_2 \rangle \overset{a}{\rightarrow} \langle s_1', s_2 \rangle}$

Пример рандеву: Лекция 4, слайд 32

Синхронный параллелизм

$TS_i = \langle S_i, Act_i, \overset{a}{\rightarrow}_i ,I_i, AP_i, L_i \rangle ~~~ i=\{1,2\}$
$Act_1 \times Act_2 \rightarrow Act ~~ : ~~ (\alpha, \beta) \rightarrow \alpha * \beta$

Тогда $TS_1 \times TS_2 = \langle S_1 \times S_2, Act, \rightarrow, I_1 \times I_2, AP_1 \cup AP_2, L \rangle$ , где

$L(\langle s_1, s_2 \rangle) = L_1(s_1) \cup L_2(s_2)$
$\rightarrow$ определяется как: $\frac{s_1 \overset{\alpha}{\rightarrow}_1 s_1' ~ \wedge ~ s_2 \overset{\beta}{\rightarrow}_2 s_2'}{ \langle s_1, s_2 \rangle \overset{\alpha * \beta}{\rightarrow} \langle s_1', s_2 \rangle}$

Параллелизм. Асинхронный параллелизм. Системы с каналами. Операционная семантика.

Абстракция. Абстракция трасс. Абстракция системы переходов. Необходимое и достаточное условие корректности LTS модели.

Представим трассу в форме интерпретации I: $I(tr) = <N, \leqslant, \xi>$

$N$ - множество натуральных чисел
$\leqslant$ - отношение порядка на $N$
$\xi: N \times AP \rightarrow \{true, false\}, ~~ \forall n>0, p \in AP ~~ \Rightarrow ~~ \xi(n, p) = true \Leftrightarrow p \in L(s)$

Рассмотрим трассы tr и tr' такие, что

$I(tr) = <N, \leqslant, \xi>, ~~ \xi: N \times AP = \{true, false\}$
$I(tr) = <N, \leqslant, \xi'>, ~~ \xi: N \times AP' = \{true, false\}$

Будем говорить, что трасса tr' является абстракцией трассы tr, если

$AP' \subseteq AP$
$\exists \alpha : N \rightarrow N$ такое, что $\forall n,k \in N, n \leqslant k ~~ \Rightarrow ~~ \alpha(n) \leqslant \alpha(k)$
$\forall n \in N, p \in AP' ~~ \Rightarrow ~~ \xi(n, p) = \xi'(n, p)$

Пример абстракции трассы: Лекция 2, слайд 53

Необходимое условие корректности модели - $\forall tr \in Traces(TS(P)) ~ \exists tr' \in Traces(TS(M)) ~ : ~ tr \leqslant tr'$ , где

$P$ - система
$M$ - модель этой системы

При этом, если $\varphi$ - некоторое свойство системы, то $M \models \varphi ~ \Rightarrow ~ P \models \varphi$ выполняется тогда и только тогда, когда верно условие корректности модели.

Абстракция. Абстракция системы переходов. Достаточное условие корректности LTS модели. Адекватность LTS модели.

Абстракция системы переходов -- картинка на 4 слайде 3-й лекции.

Достаточное условие корректности LTS модели.

Пусть у нас имеются две системы переходов, $T S 1$ и $T S 2$ -- для системы и модели соответственно:

$TS^i = \langle S^i, Act^i, \rightarrow_i, I^i, AP^i, L^i \rangle$

Достаточное условие корректности:

Алфавит предикатов модели включен в алафвит предикатов системы: $AP^2 \subset AP^1$
Задано отображение . На отображение накладываются следующие условия:
- Оно преобразует начальное состояние системы в начальное состояние модели: $s^2_0 = a(s^1_0)$
- Каждому переходу из системы должен соответствовать переход в модели: $s^1_1 \rightarrow_1 s^1_2 ~ \Rightarrow ~ a(s^1_1) \rightarrow_2 a(s^1_2)$
Метки на состояниях модели должны состоять только из предикатов модели: $\forall s \in S^1: L^2(a(s)) = L^1(s) \cap AP^1$

Достаточное условие адекватности модели свойствам правильность :

Алфавит предикатов свойств правильности включен в алфавит предикатов модели.

Абстракция. Абстракция графов программ. Отношение слабой симуляции.

Логика LTL, автоматы Бюхи

Свойства правильности. Формулирование требований правильности программы. Двойственность. Типы свойств.

Требования правильности -- утверждения о возможных и невозможных вариантах выполнения программы.

Двойственность :

если какое-то утверждение невозможно, то обратное -- неизбежно
если какое-то утверждение неизбежно, то обратное -- невозможно
при помощи логики от одного можно переходить к другому при помощи отрицания

Способы описания свойств правильности:

свойства достижимых состояний (свойства безопасности)
свойства последовательности состояний (свойства живучести)
в Promela:
- свойства состояний
  - asserts
    - локальные ассерты процессов
    - инварианты системы процессов
  - метки терминальных состояний
    - задаём допустимые точки останова прочесса
- свойства последовательностей состояний
  - метки прогресса - чтобы найти циклы бездействия
  - утверждения о невозможности (never claims) - например, LTL формулы
  - трассовые ассерты

Свойства правильности. Свойства безопасности и живучести. Проверка таких свойств. Примеры свойств.

Типы свойств:

свойства безопасности
- ничего плохого никогда не произойдет
- пример: инвариант системы (например, x всегда меньше y);
- задача верификатора -- найти те вычисления, которые ведут к нарушению безопасности.
свойства живучести
- рано или поздно произойдет что-то хорошее
- пример: “отзывчивость” (например, если отправлен запрос, то рано или поздно будет сгенерирован ответ)
- задача верификатора – найти вычисления, в которых это “хорошее” может откладываться до бесконечности.

Автоматы Бюхи. Конечные автоматы. Проход автомата. Язык автомата.

Автоматы Бюхи. Омега-допускание. Расширение автоматов Бюхи.

Логика LTL. Синтаксис LTL. Семантика выполнимости формул. Сильный и слабый until.

Лекция 6, слайды 30 - 35

Особенности LTL:

может использоваться для описания свойств как живучести, так и безопасности
описывает свойства, которым должны удовлетворять линейные последовательности наблюдаемых состояний - трассы
семантика LTL определена на бесконечных автоматах Бюхи. Для конечных проходов необходимо использовать расширение автоматаю

Формула в LTL f::=

p, q, ... -- свойства состояний, включая true и false
(f) -- группировка при помощи скобок
$\alpha ~ f$ -- унарные операторы
$f_1 ~ \beta ~ f_2$ -- бинарные операторы

Операторы в LTL

унарные
- $\Box$ ([]) -- всегда в будущем
- $\diamond$ (<>) -- в конце концов
- $X$ (X) -- в следующем состоянии
- $\neg$ (!) -- логическое отрицание
бинарные
- $U$ (U) -- до тех пор, пока
- $\wedge$ (&&) -- логическое И
- $\vee$ (||) -- логическое ИЛИ
- $\rightarrow$ (->) -- логическая импликация
- $\leftrightarrow$ (<->) -- логическая эквивалентность

Сильный Until:

всегда e, до тех пор, пока не f, при этом f обязательно должно наступить
$s_i \models e U f ~~ \Leftrightarrow ~~ \begin{cases} \exists j, j \geqslant i: ~ s_j \models f \\ \forall k, i \leqslant k < j: ~ s_k \models e \end{cases}$

Слабый Until:

всегда e, до тех пор, пока не f, при этом не факт, что f наступает (тогда всегда e)
$s_i \models e \cup f ~~ \Leftrightarrow ~~ s_i \models f \vee (s_i \models e \wedge s_{i+1} \models s_i \cup f)$

Выполнимость формул:

Задаётся последовательность состояний прохода $σ$
$\forall i, i \geqslant 0, ~ \forall p ~~ : ~~ s_i \models p$ Внимание!! это слишком смахивает на бред, который должен быть интуитивно понятен. Если кто может - распишите подробнее выполнимость!!

Логика LTL. Основные типы свойств LTL. Цикличность, стабильность, инвариант, гарантия, отклик, приоритет, корреляция.

Лекция 6, Слайды 38-39

Распространенные LTL-формулы
Формула	Описание	Тип
$\Box p$	всегда p	инвариант
$\diamond p$	рано или поздно p	гарантия
$p \rightarrow \diamond q$	если p, то рано или поздно q	отклик
$p \rightarrow q U r$	если p то затем q и рано или поздно r	приоритет
$\Box\diamond p$	всегда рано или позндно будет p	цикличность (прогресс)
$\diamond\Box p$	рано или позндно всегда будет p	стабильность (бездействие)
$\diamond p \rightarrow \diamond q$	если рано или поздно p, то рано или поздно q	корреляция

Логика LTL. Эквивалентные преобразования формул LTL.

Лекция 6, Слайды 40

$\begin{align} \neg\Box p & \Leftrightarrow & \diamond \neg p \\ \neg\diamond p & \Leftrightarrow & \Box \neg p \\ & & \\ \neg(p U q) & \Leftrightarrow & \neg q \cup (\neg p \wedge \neg q) \\ \neg(p \cup q) & \Leftrightarrow & \neg q U (\neg p \wedge \neg q) \\ & & \\ \Box (p \wedge q) & \Leftrightarrow & \Box p \wedge \Box q \\ \diamond (p \vee q) & \Leftrightarrow & \diamond p \vee \diamond q \\ \end{align}$

$\begin{align} p \cup (q \vee r) & \Leftrightarrow & (p \cup q) \vee (p \cup r) \\ (p \wedge q) \cup r & \Leftrightarrow & (p \cup r) \wedge (q \cup r) \\ & & \\ p U (q \vee r) & \Leftrightarrow & (p U q) \vee (p U r) \\ (p U q) \cup r & \Leftrightarrow & (p U r) \wedge (q U r) \\ & & \\ \Box\diamond (p \wedge q) & \Leftrightarrow & \Box\diamond p \wedge \Box\diamond q \\ \diamond\Box (p \vee q) & \Leftrightarrow & \diamond\Box p \vee \diamond\Box q \\ \end{align}$

Логика LTL. Оператор neXt. Свойства, инвариантные к прореживанию.

Оператор X нужно использовать аккуратно:

с его помощью делается утверждение о выполнимости формулы на непосредственных потомках текущего состояния,
в распределённых системах значение оператора X неочевидно,
поскольку алгоритм планирования процессов неизвестен, не стоит формулировать спецификацию в предположении о том,

какое состояние будет следующим,

стоит ограничиться предположением о справедливости планирования.

Свойства, инвариантные к прореживанию

Пусть f – трасса некоторого вычисления над пропозициональными формулами P,
- по трассе можно определить, выполняется ли на ней темпоральная формула,
- трассу можно записать в форме:
  - $f^{n_1}, f^{n_2},f^{n_3}, ...$ -- где значения пропозициональных формул на каждом интервале совпадают.
Обозначим E(f) набор всех трасс, отличающихся лишь значениями n₁,n₂,n₃ (т.е. длиной интервалов).
- E(f) называется расширением прореживания f.

Свойство ψ, инвариантное к прореживанию, либо истинно для всех трасс из E(ψ), либо ни для одной из них:
- $\psi \models f => \forall v \in E(\psi), v \models f$
истинность такого свойства не зависит от длины трассы, а только от порядка, в котором пропозициональные формулы

меняют свои значения;

Теорема: все формулы LTL без оператора X инвариантны к

прореживанию.

Логика LTL. Проверка выполнимости формул LTL при помощи автоматов Бюхи. Проверка LTL-формул в Spin.

Логика LTL. Выразительная мощность LTL. Логики LTL + существование, CTL* и CTL. Сравнение выразительной мощности.

Верификация программ на моделях

Задача проверки правильности программ. Валидация. Верификация. Системы с повышенными требованиями к надёжности. Реактивные программы. Параллельные программы. Особенности верификации таких программ.

Валидация - исследование и обоснование того, что спецификация ПО и само ПО через реализованную в нём функциональность удовлетворяет ребованиям пользователей.

Верификация - исследование и обоснование того, что программа соответствует своей спецификации.

Верификация в общем случае алгоритмически неразрешима.

Методы верификации:

"Полное" тестирование (слайды 14-22)
Имитационное моделирование
Доказательство теорем (27-29)
Статический анализ (30-33)
Верификация на моделях (34-38)

Типы программ:

Традиционные программы
- завершимость
- спецификация включает в себя описание входа/выхода программы
- число состояний зависит от входных данных и переменных
Реактивные программы
- работают в бесконечном цикле
- взаимодействуют с окружением
- спецификация представляет собой пары стимул/реакция
Параллельные программы
- совместная работа нескольких компонент
- невоспроизводимость тестов
- ограниченные возможности по наблюдению

Подходы к верификации программ. Тестирование и имитационное моделирование. Область применения, плюсы и минусы. Проблема полноты тестового покрытия.

Подходы к верификации программ. Доказательство теорем. Область применения, плюсы и минусы.

Основные пункты:

система и её свойста - формулы
задан набор аксиом и правил вывода
строится доказательство свойства-теоремы
таким образом, производится качественный анализ системы

Пример: Лекция 1, слайд 28

Достоинства:

работа с бесконечными пространствами состояний
даёт более глубокое понимание системы

Недостатки

медленная скорость работы
может потребоваться помощь человека (построение инвариантов циклов)
в общем случае нельзя построить полную систему аксиом и правил вывода

Подходы к верификации программ. Статический анализ исходного кода программ. Область применения, плюсы и минусы.

Статистический анализ -- оцениваем для каждого состояния программы потенциально возможные значения переменных.

Пример: Лекция 1, Слайды 31-32

Особенности:

анализ исходного текста без запуска программы
в общем случае задача неразрешима

Достоинства:

высокая скорость работы
если ответ дан - ему можно верить

Недостатки:

узкая область применения: компиляторы, анализ похожести кода, анализ безопасности
ручная настройка при изменении применяемых свойств

Подходы к верификации программ. Верификация программ на моделях. Процесс верификации программы при помощи её модели. Область применения, плюсы и минусы.

Лекция 1, Слайды 34-38 , 45

Особенности:

проверка свойств на конечной модели
исчерпывающий поиск по пространству состояний
свойства задаются в терминах значений предикатов состояний программы или последовательности этих значений

Пример: Лекция 1, слайды 35-36

Процесс верификации программ на моделях:

моделирование
- построение адекватной, корректной модели
- фильтрация "лишних" состояний
спецификация свойств
- темпоральная логика
- полнота свойств
верификация
- построение контр-примера
- анализ контр-примера

Достоинтсва:

хорошая автоматизация
если модель конечна, корректна и адекватна данному свойству, то будет получен точный ответ
выявление редких ошибок

Недостатки:

работает только для конечных моделей

Области применения

сетевые и криптографические протоколы
протоколы работы кэш-памяти
интегральные схемы
стандарты
встроенные системы
драйвера
и прочие программы на C

Верификация на моделях. История развития верификации программ на моделях. Схема верификации программ на моделях. Классы проверяемых свойств правильности программы.

Лекция 1, Слайды 40-44

Лекция 2, Слайды 3-4

Примеры классов свойств:

Стандартные
- deadlocks (взаимная блокировка)
- Race condition (состояние гонки)
Специфичные для конкретного приложения
- требования справедливости
- корректная завершаемость
- причинно-следственный и темпоральный порядок состояний системы

Схема верификации на модели: Лекция 2, слайд 3

Верификация при помощи Spin. Задание свойств состояний.

Cвойства состояний

asserts
- локальные ассерты процессов
- инварианты системы процессов
  - active proctype invariant() { assert(something)}
метки терминальных состояний
- задаём допустимые точки останова процесса
  - метка end -- система не может завершить работу без того, чтобы все активные процессы либо завершились, либо остановились в точках, помеченных метками end;

Верификация при помощи Spin. Задание свойств последовательностей состояний. Циклы бездействия. Ограничения справедливости.

Верификация при помощи Spin. Задание свойств последовательностей состояний. Утверждения о невозможности. Трассовые ассерты.

never claims (утверждения о невозможности):

выполняются синхронно с моделью,
если достигнут конец, то – ошибка,
состоят из выражений и конструкция задания

потока управления

фактически, описывают распознающий

автомат.

Конструкция never

может быть как детерминированной, так и нет;
содержит только выражения без побочных эффектов (соотв. булевым высказываниям на состояниях);
используются для описания неправильного поведения системы;
прерывается при блокировании:
- блокируется => наблюдаемое поведение не соответствует описанному,
- паузы в выполнении тела never должны быть явно заданы как бесконечные циклы;
never нарушается, если:
- достигнута закрывающая скобка,
- завершена конструкция accept (допускающий цикл);
бездействие может быть описано как конструкция never или её часть (для цикла бездействия есть тело never по умолчанию).

Видимость

все конструкции never – глобальны;
тем самым, в них можно ссылаться на
- глобальные переменные,
- каналы сообщений,
- точки описания процессов (метки),
- предопределённые глобальные переменные,
- но не локальные переменные процессов;

Ассерты на трассы Используются для описания выполнения прывильных и неправильных последовательностей операторов send и recieve

Верификация при помощи Spin. Принцип верификации нарушения свойств. Контрпримеры. Процесс верификации при помощи Spin. Использование LTL в Spin.

Система Spin и язык Promela

Система Spin. Процесс моделирования и верификации при помощи системы Spin. Конечность моделей на Promela. Асинхронное выполнение моделей. Недетерминированный поток управления. Понятие выполнимости оператора.

Язык Promela. Основные компоненты модели на языке Promela. Процессы, локальные и глобальные объекты данных, каналы сообщений.

Язык Promela. Механизмы взаимодействия процессов в языке Promela. Глобальные переменные, каналы сообщений, явная синхронизация.

Язык Promela. Основные операторы языка Promela. Операторы-выражения, присваивания.

Язык Promela. Основные операторы языка Promela. Отладочная печать, операторы skip, true, run, assert.

Язык Promela. Чередование (интерливинг) операторов. Внешний и внутренний недетерминизм. Управление выполнимостью операторов.

Язык Promela. Задание потока управления последовательного процесса. Управляющие конструкции if, do. Организация внутреннего недетерминизма.

Язык Promela. Каналы сообщений. Операторы отправки и приёма сообщений. Тип mtype. синхронная и асинхронная передача сообщений.

Язык Promela. Каналы сообщений. Вспомогательные операции с каналами сообщений.

Язык Promela. Основные типы данных. Область видимости данных.

Получено с http://libesyr.so/wiki/%D0%92%D0%9F%D0%BD%D0%9C/%D0%A2%D0%B5%D0%BE%D1%80%D0%BC%D0%B8%D0%BD

@@ Строка 108: / Строка 108: @@
 ** находимся в точке программы l
 ** значение переменной x принадлежит некоторому множеству и это множество является подмножеством множеств значений этой переменной.
-* Состояния <math><l,n></math> размечаются высказыванием о том, что мы находимся в точке программы l и всеми высказываниями, истинными в n
+* Состояния <math>\langle l,n \rangle</math> размечаются высказыванием о том, что мы находимся в точке программы l и всеми высказываниями, истинными в n
-* Если в графе программы есть дуга из l в <math>l^'</math> со стражем g и действием a и в некоторой подстановке n выполняется страж g, то в системе переходов, которая соответствует этой программе будет присутствовать дуга из состояния <math><l,n></math> в состояние <math><l^', Effect(a,n)></math> по действию a.
+* Если в графе программы есть дуга из l в <math>l'</math> со стражем g и действием a и в некоторой подстановке n выполняется страж g, то в системе переходов, которая соответствует этой программе будет присутствовать дуга из состояния <math>\langle l,n\rangle</math> в состояние <math>\langle l', Effect(a,n)\rangle</math> по действию a.
 '''Системы переходов графов программ'''
@@ Строка 116: / Строка 116: @@
 * <math>S = Loc \times Eval(V_p)</math> (декартово произведение точек программы на всевозможные подстановки)
-* <math>\rightarrow : S \times Act \times S </math> с соответствующим правилом вывода <math>l \overset{g:a}{\rightarrow} l \and (g |= n) </math>  <math>\langle l,n \rangle \overset{a}{\rightarrow} \langle l^',Effect(a,n) \rangle </math>
+* <math>\rightarrow : S \times Act \times S </math> с соответствующим правилом вывода <math>l \overset{g:a}{\rightarrow} l \and (g |= n) </math>  <math>\langle l,n \rangle \overset{a}{\rightarrow} \langle l',Effect(a,n) \rangle </math>
 * Множество начальных состояний системы переходов описывается как множество состояний, в которых точка программы принадлежит начальным точкам, а на подстановках выполняется начальное условие графа программы: