Lezione 15. Verifica (II) [GJM91, Cap. 6] [BB87] [P93] Appunti

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1 Lezione 15. Verifica (II) [GJM91, Cap. 6] [BB87] [P93] Appunti 1. Verifica di equivalenze per algebre di processo 2. Dimostrazione di correttezza di programmi 3. Esecuzione simbolica [P93] V. R. Pratt, ‘Logics of Programs’, in A. Ralston, E. D. Reilly (Eds.) Encyclopedia of Computer Science, IEEE Press, pp. 791

2 1. Verifica di equivalenze per algebre di processo
La natura algebrica di questi linguaggi offre maggior varietà di strumenti di analisi rispetto ai modelli a stati finiti manipolazione e trasformazione di espressioni algebriche mediante leggi algebriche e assiomatizzazioni di relazioni manipolazione diretta di Labelled Transition Systems derivati dalla semantica formale

3 Tipico problema di verifica per specifiche LOTOS: verifica di equivalenza osservazionale fra specifiche sintatticamente diverse. Esempio dall’architettura OSI: a b UpperService hide c, d in ((P[a, c] ||| P[b, d]) |[c, d]| LowerService[c, d])  UpperService[a, b] ? P Entity P Entity c d LowerService

4 Equivalenza osservazionale
Un pianista (= osservatore) prova un tasto alla volta… … che risulta premibile o bloccato in base alla partitura precedentemente inserita Bechstain  Bluthner se nessun pianista cieco li può distinguere Bechstain Bluthner do do do mi sol mi sol La classica equivalenza fra automi (come riconoscitori di linguaggi) è inadeguata: la musica possibile sui due strumenti è la stessa: {-, do, do-mi, do-sol}… … ma i comportamenti rispetto a deadlock sono diversi: do-mi può fallire sul Bluthner, non sul Bechstain

5 Action sequence: --- (1 ... n ) ---> [k  Gates i]
mi 2 4 do mi 1 6 8 i i 3 5 do sol 7 Action sequence: --- ( n ) ---> [k  Gates i] (1)---(do, mi)--->(4) (1)---(i, do)--->(5) (1)------>(1) Observable action sequence: === (a an ) ==> [ak  Gates] (1)==(do, mi)==>(4) (1)==(do, mi)==>(8) (1)====>(1) (1)====>(3)

6 Una relazione R fra stati di un LTS è una weak bisumulation se:
 (p, q) R,  s Gates*  p’ tale che p==s==>p’ ( q’ tale che q==s==>q’ /\ (p’, q’)  R) /\  q’ tale che q==s==>q’ ( p’ tale che p==s==>p’ /\ (p’, q’)  R) p e q sono observation equivalent (p  q) se  una weak bisimulation R tale che (p, q)  R

7 Due LTS equivalenti e la loro bisimulazione
P Q Bisimulazione R a a a c b i b i c c P  Q

8 B1 observation congruent B2 (B1 c B2) se per ogni contesto C[ ]:
L’equivalenza fra stati di LTS ne induce una fra espressioni di algebre di processo Una congruenza è una equivalenza preservata quando si rimpiazza una sotto-espressione con un’altra sotto-espressione equivalente. Formalmente: Un contesto, denotato ‘C[ ]’, è una espressione in cui una sotto-espressione è rimpiazzata da un ‘segna-posto’ (‘[ ]’) B1 observation congruent B2 (B1 c B2) se per ogni contesto C[ ]: C[B1]  C[B2] (che implica C[B1] c C[B2]…)

9 c Se c Allora

10 Leggi della congruenza osservazionale
Per CCS o Basic LOTOS non è possibile fornire una assiomatizzazione di c [M84] Invece, per ‘finitary LOTOS’ (e, analog., f. CCS), comprendente solo action prefix, choice, stop l’assiomatizzazione è possibile, mediante il sistema completo e consistente di leggi [HM85]: (a1) B [] (C [] D) = (B [] C) [] D (a1) B [] C = C [] B (a3) B [] B = B (a4) B [] stop = B (a5) B [] i; B = i; B (a6)  (B [] i; C) =  (B [] C) [] ; C [M84] R. Milner, Lectures on a Calculus for Communicating Systems, in International Summer School ‘Control Flow and Data Flow: Concepts of Distributed Programming’, Munich, Germany, July 31-August 12, 1984. [HM85] M. Hennessy, R. Milner, ‘Algebraic Laws for Nondeterminism and Concurrency’, Journal of the ACM, Vol. 32, No. 1, Jan

11 c c    a; i; B = a; (B [] i; B) [a5] = a; (B [] B) [] a; B [a6]
Esercizio: Dimostrare la legge (a7): a; i; B = a; B a; i; B = a; (B [] i; B) [a5] = a; (B [] B) [] a; B [a6] = a; B [] a; B [a3] = a; B [a3]

12 Esercizio di verifica di equivalenza
Max3[in1, in2, in3, out] := in1; (in2; in3; out; stop [] in3; in2; out; stop ) [] in2; (in1; in3; out; stop [] in3; in1; out; stop [] in3; (in1; in2; stop [] in2; in1; stop Max3-composto[in1, in2, in3, out] := hide mid in Max2[in1; in2; mid] |[mid]| Max2[in3; mid; out] where Max2[in1; in2; out] := in1; in2; out [] in2; in1; out in2 in3 in2 in3 in1 Max3 out mid in1 out Max2 Max2 Per verificare Max3  Max3-composto: 1. Costruire i due alberi T3 e T3-composto 2. Collassare 6 sottoalberi di T3-composto usando (a7) 3. Collassare 2 nuovi sottoalberi, usando (a5) 4. Collassare 2 nuovi sottoalberi, usando (a7), ottenendo T3.

13 2. Dimostrazione di correttezza di programmi
La dimostrazione formale di correttezza di programmi si basa sull’utilizzo di una logica per esprimere proprietà dei programmi, e di assiomi e regole per dimostrarle. McCarthy (1963) modella i programmi come funzioni ricorsive (esempio: definizione di append(list1, list2)), e ne dimostra proprietà per induzione Floyd (1967) definisce una logica per programmi imperativi espressi come flowchart. Associa asserzioni logiche (tags) agli archi, che devono essere vere ogni volta che il controllo li attraversa. Un tagged flowchart è dimostrato corretto quando, individualmente, ogni componente è corretta rispetto ai suoi input/output tags. Hoare (1969) raffina la logica di Floyd, trattando programmi imperativi in forma algebrica

14 Specifica logica (di una proprietà) del programma P
Pre e Post sono formule logiche del primo ordine, in cui le variabili di input/output appaiono libere {Pre (i1, i2, …, in) } P {Post (o1, o2, …, om, i1, i2, …, in) }

15 Esempi di specifica logica di programmi
{ z (i1 = z*i2)} P {o1 = i1 / i2} {i1 > i2} P {i1 = i2*o1 + o2 /\ o2 > 0 /\ o2 < i2} {true} P {(o= i1 \/ o = i2) /\ o > i1 /\ o > i2} {i1 > 0 /\ i2 > 0} P {( z1, z2 (i1 = o * z1 /\ i2 = o * z2)) /\  ( h ( z1, z2 (i1 = h * z1 /\ i2 = h * z2) /\ h > o))}

16 Esempio di verifica di programma - esposizione informale
Programma e proprietà {true} Begin read (a); read (b); x := a + b; write (x) end {o = i1 + i2} Dimostrazione o = i1 + i2 vale dopo write(x) sse immediatamente prima vale x = i1 + i2. Ma l’assegnamento x := a+b scrive a+b in x, quindi x = i1 + i2 vale subito dopo l’assegn. sse a+b = i1+i2 vale subito prima. Poiché read(a) e read(b) danno ad a e b i valori dei due input i1 e i2, a+b = i1+i2 deve valere prima dell’assegnamento []

17 Le regole della logica di Hoare
Applicabili a un linguaggio di programmazione con i costrutti: - x := exp (assegnamento) - begin a1; a2; …; an end - if p then a1 else a2 - while p do a {p}a1{q}, {q}a2{r} {p}a1;a2{r} {p /\ r}a1{q}, {p /\ ¬r}a2{q} {p} if r then a1 else a2 {q} p’  p, {p}a{q}, q  q’ {p’}a{q’} {p[exp/x]} x := exp {p(x)} {p /\ q}a{p} {p} while q do a {p /\ ¬q} (NB: le graffe sono usate in modo inverso rispetto a [GJM91]

18 Esempio di verifica: fattoriale di y
Programma: A: x:=1; B B: while y>0 do C C: x:=y*x; y:=y-1 i) y>0 /\ x*y!=n! x:=y*x y>0 /\ x*(y-1)!= n! first: y>0 /\ x*y! = n! ==> y>0 /\ (y*x)*(y-1)! = n! then: y>0 /\ (y*x)*(y-1)! = n! x:=y*x y>0 /\ x*(y-1)!= n! [rule 2, substituting x for y*x] ii) y>0 /\ x*(y-1)!= n! y:=y-1 y>0 /\ x*y!= n! first: y>0 /\ x*(y-1)! = n! ==> (y-1) > 0 /\ x*(y-1)! = n! then: (y-1) > 0 /\ x*(y-1)! = n! y:=y-1 y>0 /\ x*y!= n! [rule 2, substituting y for y-1] (iii) y>0 /\ x*y!=n! C y>0 /\ x*y!= n! [rule 3, with (i) and (ii)]

19 (Programma: A: x:=1; B B: while y>0 do C C: x:=y*x; y:=y-1)
(iii) y>0 /\ x*y!=n! C y>0 /\ x*y!= n! (iv) y>0 /\ y=n /\ x=1 B x= n! y >0 /\ y=n /\ x=1 ==> p (let p = y >0 /\ x*y! = n!) Let q = y > 0 then: (iii) becomes: q /\ p C p which yields: p while q do C p /\ ¬q [by rule 5] that is p B p /\ ¬q p /\ ¬q = y >0 /\ x*y! = n! /\ y < 0 ==> y=0 /\ x=n! ==> x=n! In conclusion: y >0 /\ y=n /\ x=1 ==> p, p B p /\ ¬q, p /\ ¬q ==> x=n!, thus (iv) [by rule 1] (v) y>0 /\ y=n x := 1 y>0 /\ y=n /\ x=1 since p x := 1 p /\ x=1 [by rule 2] (vi) y>0 /\ y=n A x=n! [rule 3 to (v) and (iv)] []

20 3. Esecuzione simbolica Una tecnica a metà fra analisi di correttezza (statica) e testing (dinamica) Si consideri questo programma P, e il suo grafo control-flow annotato 1. x := y + 2; 2. if [x > a] then 3. a := a + 2; else 4. y := x + 3; endif; 5. x := x + a + y. 3 y := x + 3 4 1 x := y + 2 x:= x + a + y [x > a] 2 a := a + 2 Esecuzione simbolica: si associano valori iniziali simbolici alle variabili di programma (stato simbolico iniziale), poi...: init [Y+2<A] x X Y *Y+A+7 y Y Y+5 a A

21 [a = A, y = Y+5, x = 2*Y+A+7], stato simbolico finale (SSfin)
L’esecuzione simbolica ha prodotto la tripla: [a = A, y = Y+5, x = 2*Y+A+7], stato simbolico finale (SSfin) (assegnamento di espressioni simboliche, contenenti variabili simboliche (maiuscole), alle variabili di P (minuscole). <1, 3, 4>, execution path cammino lungo il control flow graph di P [Y+2<A] path condition predicato sulle variabili simboliche che garantisce la eseguibilità del path L’altra tripla possibile è < [a = A+2, y = Y, x = 2*Y+A+4], <1, 2, 4>, [Y+2>A] > La corrispondenza biunivoca fra execution path e path condition cade per i linguaggi nondeterministici

22 Quando si incontra nel programma una condizione cond, come in
input e output file sono trattati come sequenze (i1, i2,…) e (o1, o2, …) di var. di programma. Inizialmente: i1 = I1, i2 = I2, … o1 = nil, o2 = nil, … Il primo Read (x) viene interpretato come x := i1, dunque la sua esecuzione simbolica produce: x = ValSimb(i1) = I1 Il primo Write (E) viene interpretato come o1 := E, dunque la sua esecuzione simbolica produce: o1 = ValSimb(E) (in termini dello stato simbolico corrente) Quando si incontra nel programma una condizione cond, come in if cond then S1 else S2 endif while cond Loop … si considera ValSimb(cond): se il risultato è TRUE o FALSE indipendentemente dai valori delle variabili simboliche, si procede secondo il ramo corrispondente se no, si sceglie nondeterministicamente TRUE (risp. FALSE), e si aggiorna la path condition PC: PC := PC /\ ValSimb(cond) (resp. PC := PC /\ ¬ValSimb(cond) )

23 Verifica tramite esecuzione simbolica
In generale, per ogni programma P si hanno molte, o infinite triple P programma inp = (inp1, ..., inpn) tupla di variabili in input per P I = (I1, ..., In) una corrispondente tupla di variabili simboliche out = (out1, ..., outn) tupla di variabili in output per P < Per verificare {Pre(inp)}P{Post(out)} con esecuzione simbolica: calcolare tutte le triple (SSFini, ExecPathi, PathCondi(I)). Per ogni i: usare sempre la stessa Path Condition iniziale: Pre(I) assumendo SSFini = (out1= Exp1i(I)), ..., (outn = Expni(I)) e definendo il predicato PEi come: PEi(I) = Post(Exp1i(I)/out1, ..., Expni(I)/outn) verificare che PathCondi(I) ==> PEi(I) (Trattazione semplificata, senza rappresentazione delle variabili interne di P.)

24 Backward symbolic execution (of protocols) [G. Holzmann, PSTV IV, 1985]
E’ una variante di reachability analysis: dato uno stato finale indesiderabile Sx, calcola transizioni a ritroso fino, possibilmente, a S0 Il sistema distribuito -- un protocollo -- viene descritto con un linguaggio simile al CSP di Hoare: qname !mname output; appende mess. mname in coda a qname qname ?mname input; eseguibile se mess. mname è correntemente in cima a qname (con cancellazione) v1 := v2 assegnamento v1 è una var., v2 è una var. o una costante v++ incrementa di 1 la variabile v v-- decrementa di 1 la variabile v [v1 R v2] condizione, dove R è =, , , , <=, >=; eseguibile se i due operandi (var. o costanti) sono in relazione R I do loops (do…od), sono interrotti dal comando break. Skip è il comando vuoto. :: individua scelte non deterministiche

25 Esempio - Protocollo con memoria condivisa (M, N)

26 Due processi A e B condividono le code A (verso A) e B (verso B).
Il processo A si rifornisce dalla coda TOB di messaggi che vorrebbe mandare al processo B attraverso la coda B. B si comporta simmetricamente. La variabile condivisa N è incrementata dal processo A quando un messaggio è appeso alla coda B, ed è decrementata dal processo B quando un messaggio viene cancellato. Simmetricamente, la variabile condivisa M è incrementata dal processo B quando un messaggio è appeso alla coda A (verso A), ed è decrementata dal processo A quando un messaggio viene cancellato. Il protocollo forza ciascun processo a ritardare il trasferimento di messaggi verso l’altro quando le code sono sature (2 messaggi)

27 Vogliamo verificare se dallo stato globale iniziale S1:
N = 0, M = 0 TOB = (msg, msg), TOA = (msg, msg) A = ( ), B = ( ) ...si puo’ arrivare allo stato di deadlock S2: N = 2, M = 2 TOB = ( ), TOA = ( ) A = (msg, msg ), B = (msg, msg) Anziché esplorare tutti i cammini da S1 fino a trovare eventualmente S2, si puo’ partire da S2 e vedere se S1 è raggiungibile a ritroso. Inoltre, la esecuzione a ritroso (inversa) della specifica originale equivale a una esecuzione diretta della specifica inversa così costruita:

28 Scambiare send con receive (? con !)
Scambiare incrementi con decrementi (++ con --) Invertire il flusso di controllo Scambiare condizioni con assegnamenti (= con :=) ma usando anche assegnamenti con range di valori (tipico della esecuzione simbolica): Condizione Assegnamento [N > 5] ==> N := (>5) [N  2] ==> N := 2 La specifica originale del processo A è convertita in una tabella a stati, che viene invertita ed eseguita in maniera diretta, a partire dallo stato S2.

29 La specifica originale del processo A è convertita nella tabella a stati:
La specifica inversa è rappresentata da questa tabella; la sottolineatura distingue i nuovi elementi dai vecchi

30 Effettivamente si scopre che, attraverso un doppio ciclo nel grafo degli stati globali, il deadlock è raggiungibile. La tecnica di esplorazione viene detta simbolica perché viene concettualmente esplorato il programma, visto come lista di statements lo stato è la posizione nel programma, ma puo’ essere parzialmente identificato anche da predicati sui valori di alcune variabili (come M ed N), che ne ‘sfuocano’ la rappresentazione. Sfortunatamente la esecuzione inversa non è sempre vantaggiosa rispetto a quella diretta [cfr. Holzmann 85] Un piu’ recente approccio alla interpretazione simbolica a ritroso, chiamato Compositional backward technique, è descritto in [Staunstrup+, IEEE Computer, Maggio 2000]