Wprowadzenie Logiki temporalne Przykłady użycia Bibliografia. Logiki temporalne. Andrzej Oszer. Seminarium Protokoły Komunikacyjne

Wielkość: px

Rozpocząć pokaz od strony:

Download "Wprowadzenie Logiki temporalne Przykłady użycia Bibliografia. Logiki temporalne. Andrzej Oszer. Seminarium Protokoły Komunikacyjne"

Karolina Małek
5 lat temu
Przeglądów:

1 Seminarium Protokoły Komunikacyjne

2 Spis treści 1 2 PLTL - Propositional Linear Temporal Logic CTL - Computation Tree Logic CTL* - uogólnienie 3 4

3 rozszerzaja logikę pierwszego rzędu o symbole określajace upływ czasu. Własność modelu wyrażamy za pomoca: atomowych zdarzeń n > 0, sekcja_krytyczna 1, itd. operatorów logicznych,,,,, prawda, fasz operatorów temporalnych X, F, G, U, W, A, G, G, F

4 rozszerzaja logikę pierwszego rzędu o symbole określajace upływ czasu. Własność modelu wyrażamy za pomoca: atomowych zdarzeń n > 0, sekcja_krytyczna 1, itd. operatorów logicznych,,,,, prawda, fasz operatorów temporalnych X, F, G, U, W, A, G, G, F

5 rozszerzaja logikę pierwszego rzędu o symbole określajace upływ czasu. Własność modelu wyrażamy za pomoca: atomowych zdarzeń n > 0, sekcja_krytyczna 1, itd. operatorów logicznych,,,,, prawda, fasz operatorów temporalnych X, F, G, U, W, A, G, G, F

6 rozszerzaja logikę pierwszego rzędu o symbole określajace upływ czasu. Własność modelu wyrażamy za pomoca: atomowych zdarzeń n > 0, sekcja_krytyczna 1, itd. operatorów logicznych,,,,, prawda, fasz operatorów temporalnych X, F, G, U, W, A, G, G, F

7 PLTL - Propositional Linear Temporal Logic CTL - Computation Tree Logic CTL* - uogólnienie Propositional Linear Temporal Logic Logika PLTL - bez rozgałęzień P,Q P,Q P P P Q Q Nierozróżnialne automaty w PLTL

8 PLTL - Propositional Linear Temporal Logic CTL - Computation Tree Logic CTL* - uogólnienie Operatory temporalne X następny stan (np. X x > y) F przyszły stan (np. F sekcja_krytyczna) G wszystkie przyszłe stany (np. G (n < 5))

9 PLTL - Propositional Linear Temporal Logic CTL - Computation Tree Logic CTL* - uogólnienie Operatory temporalne X następny stan (np. X x > y) F przyszły stan (np. F sekcja_krytyczna) G wszystkie przyszłe stany (np. G (n < 5))

10 PLTL - Propositional Linear Temporal Logic CTL - Computation Tree Logic CTL* - uogólnienie Operatory temporalne X następny stan (np. X x > y) F przyszły stan (np. F sekcja_krytyczna) G wszystkie przyszłe stany (np. G (n < 5))

11 PLTL - Propositional Linear Temporal Logic CTL - Computation Tree Logic CTL* - uogólnienie Operatory temporalne c.d. U until (np. (n > 0)U (g > 3)) W while not (np. (n > 0)W (g > 3)) (φ 1 Wφ 2 = (φ 1 Uφ 2 ) Gφ 1 ) F nieskończenie wiele przyszłych stanów (np. F (x > 0 y > 0)) ( F = GF) G cały czas od pewnego stanu (np. G koniec) ( G = FG)

12 PLTL - Propositional Linear Temporal Logic CTL - Computation Tree Logic CTL* - uogólnienie Operatory temporalne c.d. U until (np. (n > 0)U (g > 3)) W while not (np. (n > 0)W (g > 3)) (φ 1 Wφ 2 = (φ 1 Uφ 2 ) Gφ 1 ) F nieskończenie wiele przyszłych stanów (np. F (x > 0 y > 0)) ( F = GF) G cały czas od pewnego stanu (np. G koniec) ( G = FG)

13 PLTL - Propositional Linear Temporal Logic CTL - Computation Tree Logic CTL* - uogólnienie Operatory temporalne c.d. U until (np. (n > 0)U (g > 3)) W while not (np. (n > 0)W (g > 3)) (φ 1 Wφ 2 = (φ 1 Uφ 2 ) Gφ 1 ) F nieskończenie wiele przyszłych stanów (np. F (x > 0 y > 0)) ( F = GF) G cały czas od pewnego stanu (np. G koniec) ( G = FG)

14 PLTL - Propositional Linear Temporal Logic CTL - Computation Tree Logic CTL* - uogólnienie Operatory temporalne c.d. U until (np. (n > 0)U (g > 3)) W while not (np. (n > 0)W (g > 3)) (φ 1 Wφ 2 = (φ 1 Uφ 2 ) Gφ 1 ) F nieskończenie wiele przyszłych stanów (np. F (x > 0 y > 0)) ( F = GF) G cały czas od pewnego stanu (np. G koniec) ( G = FG)

15 PLTL - Propositional Linear Temporal Logic CTL - Computation Tree Logic CTL* - uogólnienie CTL - Computation Tree Logic Computation Tree Logic - rozróżnianie ścieżek W CTL każdy operator temporalny jest poprzedzony kwantyfikatorem temporalnym. F i G nie można używać w CTL

16 PLTL - Propositional Linear Temporal Logic CTL - Computation Tree Logic CTL* - uogólnienie Kwantyfikatory temporalne A we wszystkich ścieżkach (np. AF koniec) E istnieje ścieżka (np. EG x > 0 y > 0)

17 PLTL - Propositional Linear Temporal Logic CTL - Computation Tree Logic CTL* - uogólnienie Kwantyfikatory temporalne A we wszystkich ścieżkach (np. AF koniec) E istnieje ścieżka (np. EG x > 0 y > 0)

18 PLTL - Propositional Linear Temporal Logic CTL - Computation Tree Logic CTL* - uogólnienie CTL* - Computation Tree Logic CTL* to abstrakcyjny nadzbiór logik temporalnych. Możemy używać wszystkich operatorów temporalnych w dowolnej kolejności Implementacje sa ograniczone do konkretnych podzbiorów.

19 PLTL - Propositional Linear Temporal Logic CTL - Computation Tree Logic CTL* - uogólnienie CTL* - Computation Tree Logic CTL* to abstrakcyjny nadzbiór logik temporalnych. Możemy używać wszystkich operatorów temporalnych w dowolnej kolejności Implementacje sa ograniczone do konkretnych podzbiorów.

20 Osiagalność Osiagalność oznacza, że pewna sytuacja może zajść w modelu. Osiagalność prosta: może zajść, że n < 0, możemy wejść do sekcji krytycznej Osiagalność warunkowa: możemy wejść do sekcji krytycznej bez przechodzenia przez n = 0

21 Osiagalność Osiagalność oznacza, że pewna sytuacja może zajść w modelu. Osiagalność prosta: może zajść, że n < 0, możemy wejść do sekcji krytycznej Osiagalność warunkowa: możemy wejść do sekcji krytycznej bez przechodzenia przez n = 0

22 Osiagalność Osiagalność oznacza, że pewna sytuacja może zajść w modelu. Osiagalność prosta: może zajść, że n < 0, możemy wejść do sekcji krytycznej Osiagalność warunkowa: możemy wejść do sekcji krytycznej bez przechodzenia przez n = 0

23 Osiagalność w CTL W CTL osiagalność prosta formuły φ to EFφ, czyli istnieje taka ścieżka, że przechodzimy przez stan w którym φ. EF n < 0 może zajść, że n < 0 EF sekcja_krytyczna możemy wejść do sekcji krytycznej Możemy też napisać: AG(EF n > 0) zawsze możemy przejść do stanu z n > 0 Osiagalność warunkowa może być zapisana przy użyciu U: E (n 0) U sekcja_krytyczna możemy wejść do sekcji krytycznej bez przechodzenia przez n = 0

24 Osiagalność w CTL W CTL osiagalność prosta formuły φ to EFφ, czyli istnieje taka ścieżka, że przechodzimy przez stan w którym φ. EF n < 0 może zajść, że n < 0 EF sekcja_krytyczna możemy wejść do sekcji krytycznej Możemy też napisać: AG(EF n > 0) zawsze możemy przejść do stanu z n > 0 Osiagalność warunkowa może być zapisana przy użyciu U: E (n 0) U sekcja_krytyczna możemy wejść do sekcji krytycznej bez przechodzenia przez n = 0

25 Osiagalność w CTL W CTL osiagalność prosta formuły φ to EFφ, czyli istnieje taka ścieżka, że przechodzimy przez stan w którym φ. EF n < 0 może zajść, że n < 0 EF sekcja_krytyczna możemy wejść do sekcji krytycznej Możemy też napisać: AG(EF n > 0) zawsze możemy przejść do stanu z n > 0 Osiagalność warunkowa może być zapisana przy użyciu U: E (n 0) U sekcja_krytyczna możemy wejść do sekcji krytycznej bez przechodzenia przez n = 0

26 Osiagalność w PLTL W PLTL nie da się wyrazić większości własności osiagalności. Możemy tylko wyrazić jej negację.

27 Własność bezpieczeństwa oznacza, że pewna sytuacja nigdy nie zajdzie.

28 w CTL AG (sekcja_krytyczna 1 sekcja_krytyczna 2 ) dwa procesy nie będa naraz w sekcji krytycznej AG memory_overflow nie będzie przepełnienia

29 z warunkami Przykład Samochód nie ruszy bez kierowcy A samochod_rusza W kierowca_w_srodku CTL samochod_ruszaw kierowca_w_srodku PLTL

30 z warunkami Przykład Samochód nie ruszy bez kierowcy A samochod_rusza W kierowca_w_srodku CTL samochod_ruszaw kierowca_w_srodku PLTL

31 Własność żywotności oznacza, że pewna sytuacja kiedyś zajdzie

32 w CTL* Przykład Każde żadanie będzie w końcu spełnione : W CLT: AG(request AF satisfy) W PLTL: G(request F satisfy) Przykład zawsze możemy wrócić do inicjalizacji W CTL: AGEF init

33 w CTL* Przykład Każde żadanie będzie w końcu spełnione : W CLT: AG(request AF satisfy) W PLTL: G(request F satisfy) Przykład zawsze możemy wrócić do inicjalizacji W CTL: AGEF init

34 w CTL* Przykład Każde żadanie będzie w końcu spełnione : W CLT: AG(request AF satisfy) W PLTL: G(request F satisfy) Przykład zawsze możemy wrócić do inicjalizacji W CTL: AGEF init

35 w CTL* Przykład Każde żadanie będzie w końcu spełnione : W CLT: AG(request AF satisfy) W PLTL: G(request F satisfy) Przykład zawsze możemy wrócić do inicjalizacji W CTL: AGEF init

36 w CTL* Przykład Każde żadanie będzie w końcu spełnione : W CLT: AG(request AF satisfy) W PLTL: G(request F satisfy) Przykład zawsze możemy wrócić do inicjalizacji W CTL: AGEF init

37 AGEX true zawsze można wykonać kolejny krok

38 oznacza, że pewna sytuacja zdarza się nieskończenie często Przykład jeżeli żadanie dostępu będzie zgłaszane nieskończenie wiele razy, to dostęp zostanie udzielony nieskończenie wiele razy

39 oznacza, że pewna sytuacja zdarza się nieskończenie często Przykład jeżeli żadanie dostępu będzie zgłaszane nieskończenie wiele razy, to dostęp zostanie udzielony nieskończenie wiele razy

40 w CTL* A( F access_requested F access_granted), albo: A( F access_granted G access_requested) Rozszerzenie CTL o F i G - ECTL + i FCTL.

41 w CTL* A( F access_requested F access_granted), albo: A( F access_granted G access_requested) Rozszerzenie CTL o F i G - ECTL + i FCTL.

42 w CTL* A( F access_requested F access_granted), albo: A( F access_granted G access_requested) Rozszerzenie CTL o F i G - ECTL + i FCTL.

43 1. B.Berard, M.Bidoit, A.Finkel, F.Larousssinie, A.Petit, L.Petrucci, Ph. Schnoebelen i P.McKenzie Systems and Software Verification

Podobne dokumenty

Logika Temporalna i Automaty Czasowe

Modelowanie i Analiza Systemów Informatycznych Logika Temporalna i Automaty Czasowe (3) Logika CTL Paweł Głuchowski, Politechnika Wrocławska wersja 2.2 Treść wykładu Charakterystyka logiki CTL Czas w Computation