Programozási módszertan

Átírás

1 1. fejezet Programozási módszertan elmélete 1.1. Az absztrakt adattípus egy matematikai modellje. (Univerzális algebra és absztrakt adattípus). Az adattípus egy komplex leírása, típusosztály morfizmusdiagramja. Interfész leképezések, típusöröklődések Az absztrakt adattípus definíciója 1. Definíció. Σ = (S, OP ) szignatúra, ha: S: szortok (halmaznevek) véges halmaza OP : függvényszimbólumok (műveleti jelek) véges halmaza w OP : w : s 1... s k s (s 1... s k, s S, k 0) Ha S = 1, akkor homogén szignatúra, ha S > 1, akkor heterogén szignatúra. 2. Definíció. Alg = (S A, OP A ) a Σ = (S, OP ) szignatúra feletti Σ-algebra, ha s S A S S A halmaz S A = {A s s S} véges w : s i s j... s k s l OP : w A : A si A sj... A sk A sl OP A OP A = {w A w OP } véges 1

2 Ha S A = 1, akkor homogén univerzális algebra, ha S A > 1, akkor heterogén univerzális algebra. Ha a leképezés totális függvény, akkor totális algebra, egyébként parciális algebra???. Adott Σ szinatúrához tartozó összes Σ-algebrák osztálya: Alg(Σ). 3. Definíció. Specifikáció: ha Σ = (S, OP ) egy szignatúra, E a szemantikát meghatározó specifikáció (axiómák, műveletek kiszámítási szabályainak vagy elő- és utófeltételeinek halmaza), akkor SP EC = (Σ, E) egy specifikáció. A specifikáció szokásos jelölése: specnév = sorts: S oprs: OP eqns: E 4. Definíció. Az (S A, OP A ) Σ-algebra egy absztrakt adattípus (ADT), ha: S A = {A 0,..., A n }, ahol A 0 kitüntetett alaphalmaz (TOI), a típusobjektumok halmaza, A 1,... A n pedig a kisegítő alaphalmazok, a típusobjektumok feléptítésében, jellemzésében játszanak szerepet. OP A = {f 0,..., f m } az A 0,... A n -en értelmezett parciális függvények halmaza, f 0 : A 0 konstans operáció A 0 megkonstruálható, azaz minden eleme előáll f 0,..., f m véges kompozíciójaként Ha S A = 1, akkor egyszerű ADT (homogén univerzális algebra, csak TOI van), egyébként összetett ADT (heterogén univerzális algebra). Operációk típusai: Konstruktor: OP A -ból az a minimális függvényhalmaz, amik véges kompozíciójával az egész A 0 előáll. Nem biztos, hogy egyértelmű. Jele: F C. Szelektor: F S = OP A \F C A típusosztály Az adattípus leírása lehet absztrakt vagy konkrét. Absztrakt szinten csak a műveletek jelentését adjuk meg, a megvalósítással nem törődünk. Konkrét szinten megadjuk az implementációt is. A típusosztály ennek a két megjelenési formának az egyesítése. 2

3 A specifikációmorfizmus segítségével a típusosztály leírása rövidebb lehet. 5. Definíció. Σ = (S, OP ) és Σ = (S, OP ) két szignatúra, ekkor µ : Σ Σ szignatúramorfizmus Σ és Σ között, ha: µ = (µ S, µ OP ) µ S : S S µ OP : OP OP n : s 1... s k s OP : µ OP (n) = m : µ S (s 1 )... µ S (s k ) µ S (s) OP 6. Definíció. SP EC = (Σ, E) és SP EC = (Σ, E ) két specifikáció. Ekkor µ : SP EC SP EC egy specifikációmorfizmus, ha: µ = (µ S, µ OP, µ E ) µ egy (S, OP ) (S, OP ) szignatúramorfizmus kiterjesztése termekre µ E : E E µ(e) E A specifikációmorizmus segítségével a típusosztály leírása tömörebb, illet az öröklődés kifejezésére is használhatjuk. 7. Definíció. A Típusosztály egy (P AR, EXP, IMP, BOD, e, i, eb, ib) nyolcas, ahol PAR: specifikáció. A típusosztály paraméterei, és azokkal szemben támasztott elvárások. Pl elsőbbségi sorban az egyes elemek között legyen rendezés. C++-ban template-paraméterek. EXP: export felület, kitüntetett szortú specifikáció. A típusobjektumok halmazának (TOI) és a rajtuk értelmezett műveletek definíciója, pl verem esetén a veremműveletek szintaxisa, szemantikája. C++-ban public interfész. IMP: import felület, specifikáció. Azon adattípusok specifikációja, amikkel ábrázolni szeretnénk a típusosztályt. C++-ban #include BOD: body, kitüntetett szortú specifikáció. Az EXP-ben secifikált műveletek megvalósítása az IMP-beli típusokkal. Pl push műveletre új elem felvétele a vektorba, és a veremmutató mozgatása. C++-ban memberfüggvények megvalósítása. 3

4 e : P AR EXP i : P AR IMP eb : EXP BOD kintüntetett szortú specifikációmorfizmus ib : IMP BOD utóbbi négy függvény specifikációmorfizmusok (interfészleképezések), amelyekre igaz, hogy eb e = ib i mind a négy tartalmazás, de eb ábrázolás is???kitüntetett szortú specifikáció mit jelent? Interfészleképezések fajtái Az interfészleképezések specifikációmorfizmusok, amelyek két specifikáció között hatnak. Fajtái: Üres Identitás Újraelnevezés: szort vagy operáció új nevet kap. Jelölése: sorts [oprs]: újnév = réginév Tartalmazás: bővül a szortok, operációk vagy egyenletek halmaza Ábrázolás: a class szort helyére más szortok Descartes-szorzata kerül, pl eb(verem) = vector nat A tartalmazás segít a tömörebb leírásban, amit az egyik részben specifikáltunk, azt nem ismételjük meg a másikban, mert a tartalmazásmorfizmus áthozza Típusöröklődés Típusosztályok definíciói gyakran nagyon hasonlítanak egymásra. Egyes esetekben arra is van lehetőség, hogy már meglévő, hibátlanul működő szolgáltatásokat egy osztálytól örökléssel átvegyünk. Az öröklődést specifikációmorfizmusokkal definiáljuk. Két fajtája van: specializációval és újrafelhasználással történő öröklés 8. Definíció. Típusöröklődés: ha C 1 = (P AR 1, EXP 1, IMP 1, BOD 1, e 1, i 1, eb 1, ib 1 ) és C 2 = (P AR 2, EXP 2, IMP 2, BOD 2, e 2, i 2, eb 2, ib 2 ) két, azonos szignatúrájú típusosztály, ekkor: 4

5 C 2 a C 1 -ből specializációval származik, ha f : EXP 1 EXP 2 kitüntetett szortú specifikációmorfizmus C 2 a C 1 -ből újrafelhasználással származik, ha f : EXP 1 BOD 2 kitüntetett szortú specifikációmorfizmus f mindkét esetben lehet identitás, újraelnevezés és tartalmazás 1.2. A típusosztály morfizmusdiagramjának elemzése. Az absztrakt típusspecifikáció elemzése. A korrekt realizáció. A kettős specifikációval kapcsolatos alapfogalmak. Reprezentáció, a reprezentáció elemzése. Implementáció, az implementáció elemzésére vonatkozó tételek A morfizmusdiagram elemzése 1. eb: identitás 2. eb: ábrázolás és tartalmazás 3. e: tartalmazás, eb: ábrázolás és tartalmazás A többi specifikáció és specifikációmorfizmus üres. A megvalósítás kívülről látható, ha eb identitás, és kívülről nem látható (beburkolás), ha eb ábrázolás és tartalmazás A specifikáció elemzése Egy adott típusosztály elemzése három lépésből áll: 1. absztrakt specifikáció elemzése (koncepciónak megfelel-e a specifikáció) 2. reprezentáció elemzése (absztrakt típusobjektumok jól vannak-e reprezentálva a konkrét típusobjektumokkal) 3. implementáció (az EXP műveleteit jól implementálja-e BOD konkrét szinten) 5

6 Az absztrakt specifikáció elemzése Az informális elvárásoknak megfelel a formális leírás? Adott: SP EC szokásosak. = (Σ, E), ahol Σ = (S, OP ), és S, OP és E a Az osztály EXP része algebrai axiómákkal adott. (Algebrai, előfeltételek-utófeltételes és procedurális specifikáció egyre konkrétabbak, EXP -et szokás absztrakt, BOD-ot pedig konkrét specifikációnak nevezni.) Adott az exportfelület absztrakt specifikációja: Σ = (S, OP ), Alg = (S A, OP A ) és SP EC A = (S A, OP A, E A ), ahol E A axiómákkal van megadva. Másik jelölés: SP EC a = d a = (A, F, E a ) = ({A 0,..., A n }, {f 0 : A 0,...}, {... α(a) f s (f c (s)) = h(a)...}), ahol a A i... A k Kérdések az absztrakt specifikációval kapcsolatban. A specifikáció konzisztens? (axiómák között nincs-e ellentmondás, és nem kell-e újakat hozzávenni) Errormentes? A műveletek parciálisak, néha error -t adnak. Ha a művelet argumentuma error, akkor az eredménye is error. Hogyan terjednek ezek a hibák? Minden típusobjektumot előállít F C, tehát a megválasztása helyes? Az absztrakt specifikáció megfelel a koncepciónak? Bizonyítani nem lehet a koncepció informális volta miatt. Az axiómák nem rögzítenek minden elvárt tulajdonságot. Tételeket kell bizonyítani. Ezeknek két fajtája: típusobjektumok egyenlősége és paraméterek egyenlősége 9. Definíció. Egyenlőségaxióma: legyen d a = (A, F, E a ) egy specifikáció és a 1, a 2 A 0. Ekkor a 1 = a 2 (a 1 = f 0 a 2 = f 0 ) f S F S : f S (a 1 ) = f S (a 2 ). 10. Definíció. Kibővített egyenlőségaxióma: nem követeli meg az összes szelektor egyenlőségét, például vektornál csak a read-et kell. Ez tételként bizonyítható. 6

7 11. Definíció. Strukturális indukció: legyen d A = (A, F, E A ) egy specifikáció és P egy A 0 -n értelmezett predikátum. Ha P (f 0 ) = igaz és a A 0 : akkor a A 0 : P (a) = igaz. P (a) = igaz f C F C : P (f C (a)) = igaz, Kettős specifikáció Adott a koncepció és absztrakt specifikáció, és feltételezzük, hogy utóbbi helyes a koncepció szerint. Megírjuk a konkrét specifikációt így, kérdés, hogy megfelel-e az absztraktnak. A típusosztály specifikációja az absztraktot (EXP) és a konkrétat (BOD) is tartalmazza, ezért kettős specifikáció a neve. Itt dől el, hogy helyes-e a konkrét. Ehhez kell a reprezentáció és a helyesség fogalma Reprezentáció 12. Definíció. Reprezentáció: legyen d a = (A, F, E a ) és d c = (C, G, E c ) két azonos szignatúrájú specifikáció, és φ : C A morfizmus. Ekkor a C objektumhalmaz az A egy φ melletti reprezentációja, ha φ szürjektív.???a specifikáció nem szignatúra+műveletek? Megjegyzés: A = {A 0,..., A n }, C = {C 0,... C n } és φ = (φ 0,..., φ n ) egy függvénycsalád, φ i : C i A i, de ezek közül általában csak φ 0 nem identitás, ezért φ 0 helyett φ-t írunk. 1. Tétel. Elégséges feltétel a reprezentációra: legyen d a = (A, F, E a ) és d c = (C, G, E c ) két azonos szignatúrájú specifikáció, és φ : C A morfizmus. Amennyiben f C F C : c C esetén (g C (c) C f C (φ(c)) A) f C (φ(c)) = φ(g C (c)) teljesül, úgy a C objektumhalmaz az A egy reprezentációja. 13. Definíció. A reprezentációs függvény implicit definíciója: f 0 = φ(g 0 ) f C F C : f C (φ(c)) = φ(g C (c)) 14. Definíció. A reprezentációs függvény explicit (rekurzív) alakja: tegyük fel, hogy g c, g s : c = g c (g s (c)), ekkor: φ(c) = ifc = g 0 thenf 0 elsef C (φ(g s (c)))fi Explicit módon több alakban is meg lehet adni a reprezentáló függvényt, de azok ekvivalensek lesznek. 7

8 A reprezentációelemzés feladata φ szürjektív-e bizonyítani hogy a φ-k különböző definíciói ekvivalensek ha c 1 = c 2, akkor igaz-e, hogy φ(c 1 ) = φ(c 2 ) (egyenlőségaxióma) a műveletek konkrét és absztrakt változata ugyanazt adja-e Helyesség 15. Definíció. Helyesség: legyen d a = (A, F, E a ) és d c = (C, G, E c ) két azonos szignatúrájú specifikáció, és φ : C A morfizmus. Ekkor ha 1. C az A reprezentációja φ mellett, 2. f i F, c C φ(c) A f i (φ(c)) értelmezve van, akkor g i (c) is, 3. f i F, c C c = g i (c) c C φ(c) A φ(c ) A, akkor f i (φ(c)) = φ(g i (c)) akkor d c d a szerint helyes. Ez a definíció azt mondja, hogy g az f hatását szimulálja a konkrét térben, de definiálható azonos szemantikával is a helyesség. A specifikációk egyre közelebb kerülnek a megvalósításhoz, de minden lépésben helyességet kell bizonyítani. 2. Tétel. Az algebrai axiómák átírhatók elő-utófeltételes formára. Módszer: 1. legyen I(a) invariáns 2. E a = {..., α(a) f S (f C (a)) = h(a),..., I a (f C (a)) f C (a) = undef ined } 3. α(a) f S (f C (a)) = h(a) átírása: {α(a) b = f C (a)}b = f S (b){b = h(a)} 4. f 0 kezdeti objektum szemantikája: {true}a = f 0 {I(a)} 5. f C F C konstruktor szemantikája: {I(f C (a))}b = f C (a){i(b) b = f C (a)} 3. Tétel. Elő-utófeltételes konkrét specifikáció (d c ) elő-utófeltételes absztrakt specifikáció (d a ) szerinti helyessége (elégséges feltétel): I c (c) I a (φ(c)) post g0 (c) I c (c) 8

9 post g0 (c) post f0 (φ(c)) I c (c) pre fi (φ(c)) pre gi (c) I c (c) pre fi (φ(c)) post gi (c, c ) I c (c ) post fi (φ(c), φ(c )) I c (c) pre gi (c) post gi (c, c ) I c (c ) fennállása esetén d c helyes d a szerint. 4. Tétel. Elségséges feltétel elő-utófeltételes absztrakt és procedurális konkrét specifikáció helyességére: adott d a = (A, F, E a ) és d c = (C, G, E c ) azonos szignatúrával. E a = {{true}a = f 0 {post f0 (a)},..., {pre fi (a)}a = f i (a){post fi (a, a )},...}, E c = {..., Q gi,...}. Az invariánsok I a és, I c, φ : C A morfizmus. Ekkor ha c C : I c (c) I a (φ(c)) { true }Q 0 {post f0 (φ(c)) I c (c)} f F : {pre fi (φ(c)) I c (c)}q i {post fi (φ(c), φ(c )) I c (c )} akkor d c helyes d a szerint Az implementációelemzés feladata A kettős specifikáció helyességének bizonyítása.??? 1.3. Determinisztikus és nemdeterminisztikus programok. Szintaxis, szemantika, helyességbizonyítás, Hoare-módszer Determinisztikus és nem determinisztikus programok Szekvenciális program: determinisztikus program valódi program strukturált program nemdeterminisztikus program 16. Definíció. A valódi programot a program gráfjával definiáljuk, amely: összefüggő van egy start és egy end csúcsa minden ponton keresztül vezet út a start-ból az end-be Az előbbi két csúcson kívül a következők szerepelhetnek a gráfban: 9

10 függvény csomópont elágazás gyűjtő csomópont???rajzolni Szintaxis 17. Definíció. Strukturált program szintaxisa rekurzív BNF-formában: S ::= skip y f(x, y) S 1 ; S 2 if α(x, y) then S 1 else S 2 fi while α(x, y) do S 1 od Ahol S, S 1, S 2 determinisztikus programok, X az S bemenő adatainak halmaza és x X, Y az S változóinak halmaza és y Y, f(x, y): kifejezés, α(x, y): x-től és y-tól függő, kvantorfüggetlen logikai kifejezés. Itt x bemenő, y változó. 5. Tétel. Strukturált programozás alaptétele (Böhm, Jacopini): Minden valódi programhoz vele ekvivalens strukturált program készíthető. 18. Definíció. Nemdeterminisztikus program szintaxisa: S ::= skip b y f(x, y) S 1 ; S 2 if α 1 S 1... α 1 S n fi Ahol do α 1 S 1... α 1 S n od do S B S E ; exit od α i (x, y): filter vagy őrfeltétel, x-től és y-tól függő, kvantorfüggetlen logikai kifejezés (a fenti BNF leírásban csak α i -nek rövidítve), if α 1 S 1... α 1 S n do α 1 S 1... α 1 S n fi nemdeterminisztikus kiválasztás, od nemdeterminisztikus iteráció, do S B S E ; exit od kilépéses nemdeterminisztikus iteráció az S B az α 1 S 1... α 1 S n magjának a rövidítése.???kilépéses iteráció szemantikája? 10

11 Szemantika Jelölések: S program állapotainak halmaza: Σ, σ Σ állapot, átmenet: S, σ S, σ (S maradékprogram), ha σ végállapot, akkor a maradékprogramot T jelöli üres program: E, hibás állapot: σ fail, divergencia: σ, σ(α): α predikátum értéke σ állapotban σ y f(x,y) : σ állapotban y helyére f(x, y) helyettesítése. A programok szemantikáját ezekkel a jelölésekkel kifejezett axiómákkal adjuk meg. 19. Definíció. A determinisztikus, strukturált programok szemantikai axiómái: skip, σ E, σ y f(x, y), σ E, σ y f(x,y) S 1, σ 1 S 2, σ 2 S 1 ; S, σ 1 S 2 ; S, σ 2 σ(α) = "true" if α then S 1 else S 2 fi, σ S 1, σ σ(α) = "true" if α then S 1 else S 2 fi, σ S 2, σ σ(α) = "true" while α do S od, σ S; while α do S od, σ σ(α) = "true" while α do S od, σ E, σ 20. Definíció. A nemdeterminisztikus programok szemantikai axiómái: σ(b) = "true" b y f(x, y), σ E, σ y f(x,y) σ(b) = "true" b y f(x, y), σ E, fail 11

12 i [1... n] : σ(α i ) = "true" if α 1 S 1... α n S n fi, σ S i, σ i [1... n] : σ(α i ) = "true" if α 1 S 1... α n S n fi, σ E, fail i [1... n] : σ(α i ) = "true" do α 1 S 1... α n S n od, σ S i ; do α 1 S 1... α n S n od, σ i [1... n] : σ(α i ) = "true" do α 1 S 1... α n S n od, σ E, σ Helyességbizonyítás 21. Definíció. S 0 program végrehajtási sorozata σ 0 kiindulási állapottal: τ : S 0, σ 0 S 1, σ 1..., ahol minden átmenethez létezik egy (S i, α i r i, S i+1 ) tranzakció úgy, hogy σ(α i ) = "true" és σ i+1 = r i (σ i ) 22. Definíció. V al(τ) := σ n ha S n, σ n az utolsó elem, S n = T, σ n Σ fail ha S n, σ n az utolsó elem, S n T, (fail Σ) ha a végrehajtási sorozat végtelen 23. Definíció. comp(s)(σ): az S összes, σ kezdőállapothoz tartozó végrehajtási sorozatának halmaza. 24. Definíció. Szemantikai függvény (program jelentése): M[S](σ) = {V al(τ) τ comp(s)(σ)} Ha S végrehajtása sikertelen: fail M[S](σ), ha S végrehajtása divergens: M[S](σ). P (Σ): parciálisan helyes eredményállapotok halmaza, ekkor parciális helyességi szemantika: M[S] : Σ P (Σ), teljes helyességi szemantika: M[S] : Σ P (Σ) { } 12

13 25. Definíció. S program specifikációja: (φ, ψ) elő- és utófeltételek, azaz φ(σ 0 ) = "true" σ M[S](σ 0 ) : ψ(σ) = "true" 26. Definíció. S program eredményes, ha σ Σ : φ(σ) fail / M[S](σ) 27. Definíció. S program befejeződik, ha σ Σ : φ(σ) / M[S](σ) 28. Definíció. S program (φ, ψ) specifikáció szerint parciálisan helyes ({φ}s{ψ}), ha minden, az előfeltételnek megfelelő helyről indítva helyes eredményt ad, ha befejeződik. Formálisan: σ Σ : (φ(σ) = "true" σ M[S](σ)) ψ(σ ) = "true" 29. Definíció. S program (φ, ψ) specifikáció szerint teljesen helyes ({{φ}}s{{ψ}}), ha minden megfelelő helyről indítva befejeződik, minden befejeződés megfelel az utófeltételnek. Formálisan: σ Σ : φ(σ) {fail, } M[S](σ) = σ Σ : (φ(σ) = "true" σ M[S](σ)) ψ(σ ) = "true" A Hoare-módszer Dedukciós módszer ( axiómák+következtetési szabályok tétel ) a strukturált programok helyességének bizonyítására. 30. Definíció. A Hoare-módszer axiómái: {P (x, y)}skip{p (x, y)} {P (x, g(x, y))}y g(x, y){p (x, y)} 31. Definíció. A Hoare-módszer következtetési szabályai: {P }S 1 {Q 1 } {Q 1 }S 2 {Q 2 } {P }S 1 ; S 2 {Q 2 } {P α}s 1 {Q} {P α}s 2 {Q} {P }if α then S 1 else S 2 fi{q} 13

14 {P α}s{p } (P α) Q {P }while α do S od {Q} P P 1 {P 1 }S{Q 1 } Q 1 Q {P }S{Q} Ezek alapján csak parciális helyességet lehet bizonyítani, a teljes helyességhez be kell vezetni minden ciklushoz invariánst (I(x, y)), terminálófüggvényt (E(x, y)), és a következő szabályt: (P (x, y) I(x, y)) (I(x, y) E(x, y) W ) {{I(x, y) α(x, y) E = E(x, y)}}s{{i(x, y) E(x, y) < E}} I(x, y) α(x, y) Q(x, y) {{P (x, y)}}while α(x, y) do S od {{Q(x, y)}} Ahol W egy <: W W rendezési relációval (tranzitív, irreflexív, antiszimmetrikus) jól rendezett halmaz, azaz nincs benne... < w 1 < w 0 sorozat. 6. Tétel. Strukturált programok esetén a Floyd-módszer ekvivalens a Hoare-módszerrel A Floyd-módszer???kell? 1.4. Párhuzamos és osztott programok. Szintaxis, szemantika, helyesség bizonyítására szolgáló módszerek. Párhuzamos rendszerek alapmodelljei: kölcsönös kizárás, termelő-fogyasztó rendszer, író-olvasó modell. Kiéheztetésmentesség Párhuzamos programok szintaxisa, szemantikája 32. Definíció. Párhuzamos végrehajtás: a parbegin... parend blokk. Szintaxisa: parbegin S 1... S n parend, ahol S 1,..., S n párhuzamos programok. Szemantikája: S 1,..., S n párhuzamosan hajtódnak végre. 14

15 Fair ütemezés: Ha egy művelet előfordulása végtelen sokszor megtörténhet egy végrehajtási sorozatban, akkor az végre is fog hajtódni. A blokk akkor ér véget, ha mindegyik S i véget ért. 33. Definíció. Kommunikációs utasítás: a párhuzamosan futó folyamatok kommunikációja osztott változókon keresztül történhet. Ezek változók, melyeket több folyamat is használ. 34. Definíció. Várakoztató utasítás: az await. Szintaxisa: await α then S ta α S : együttműködés await true then S ta S : kölcsönös kizárás await α then SKIP ta wait α : szinkronizáció Szemantikája: Ha az őrfeltétel nem teljesül, a végrehajtás az awaitnél vár. Ha a várakozó folyamatok közül valamelyikeknek az őrfeltétele igazzá válik, véletlenszerűen kiválasztásra kerül az egyik, és S atomi módon végrehajtódik. Az atomi módon végrehajtandó utasítások a következők: logikai kifejezés kiértékelése, változó olvasása vagy írása, valamint az await utasítás A programok úgy viselkednek, mintha az atomi utasítások valamilyen sorrendben szekvenciálisan futnának le, ez az összefésüléses szemantika Helyességbizonyítás Az Owicki Gries módszer a Hoare-módszer kiterjesztése. 35. Definíció. Az await szabály (parciális és teljes helyességhez is). {Q α}s{r} {Q} await α then S ta {R} 36. Definíció. A parbegin... parend szabály (parciális helyességhez). ahol {Q 1 }S 1 {R 1 },..., {Q n }S n {R n }, NI, { n i=1 Q i} parbegin S 1... S n parend { n i=1 R i}, 15

16 N I = Az előző bizonyítások nem interferálnak. * = parbegin S 1... S n parend-ben minden await-en kívüli értékadás betartja az egy kritikus hivatkozás szabályát (egy értékadáson belül nem szabad ugyanazt a közös változót olvasni és írni is, pl. x := x + 1) A következő két definícióban utasítás alatt vagy await utasítást, vagy await utasításon kívüli értékadást értünk. 37. Definíció. Utasítás NI bizonyítással: Az u utasítás nem interferál a {Q}S{R} bizonyítással, ha annak egyetlen köztes feltételét sem rontja el, azaz: {q}s{r} tételre a {Q}S{R} bizonyításból: {q pre(u)}u{q} {r pre(u)}u{r} 38. Definíció. Utasítások NI: A {Q 1 }S 1 {R 1 },..., {Q n }S n {R n } bizonyítások nem interferálnak, ha i [1..n], u S i : u NI {Q j }S j {R j } (j i [1..n]) 39. Definíció. A parbegin... parend szabály (teljes helyességhez). ahol {{Q 1 }}S 1 {{R 1 }},..., {{Q n }}S n {{R n }}, NI,, H {{ n i=1 Q i}} parbegin S 1... S n parend {{ n i=1 R i}}, N I = Az előző bizonyítások nem interferálnak teljes helyességi értelemben. * = mint fent H = parbegin S 1... S n parend holtpontmentes A következő két definícióban utasítás alatt vagy await utasítást, vagy await utasításon kívüli értékadást értünk. 40. Definíció. Utasítás NI bizonyítással: Az u utasítás nem interferál a {{Q}}S{{R}} bizonyítással, ha annak egyetlen köztes feltételét sem rontja el, és egyik ciklus terminálófüggvényét sem növeli, azaz: és {{q}}s{{r}} tételre a {{Q}}S{{R}} bizonyításból: {{q pre(u)}}u{{q}} {{r pre(u)}}u{{r}} ciklusra az S-ből: {f = c pre(u)}u{f c}, ahol f a ciklus terminálófüggvénye a {{Q}}S{{R}} bizonyításban. 16

17 41. Definíció. Utasítások NI: ugyanaz, mint parciális helyességnél. 42. Definíció. Holtpontmentes program: Az S párhuzamos program a Q előfeltétellel holtpontmentes, ha nincs olyan végrehajtása, mely Q-ból indulva holtpontba jutna. 7. Tétel. Elégséges feltétel párhuzamos program holtpontmentességéhez: Legyen S egy párhuzamos program. Címkézzük meg az utasításait: A legkülső szinten levő await-eket, (tehát amik nincsenek parbegin... parend blokkban): A j : await α j then B j ta (j [1..n]) A legkülső szinten levő parbegin... parend blokkokat: c k : parbegin S k1... S kmk parend (k [1..m]) Tekintsük az S parciális helyességének egy bizonyítását (elő- és utófeltételek előállításához)! D(S) := n m (pre(a j ) α j ) D 1 (c k ) j=1 (Szemléletesen: valamelyik await vagy parbegin-parend várakozik.) m k k=1 D 1 (c k ) := (post(s ki D(S ki )) i=1 m k i=1 D(S ki ) (Szemléletesen: mindegyik ág véget ért, vagy vár, és valamelyik vár.) Ekkor D(S) = f alse S holtpontmentes Osztott programok szintaxisa, szemantikája Osztott és párhuzamos program közötti különbség. párhuzamos programnál a kommunikáció gyakori és gyors (itt: kommunikáció közös változókkal), osztott programoknál a kommunikáció ritka és költséges (itt: kommunikáció üzenetküldéssel). 17

18 A kommunikációs csatorna utasításai. Őrfeltételes küldő utasítás Szintaxisa: b;c!e Szemantikája: A program az utasításhoz érve megvárja a b őrfeltétel teljesülését, majd a c csatornára küldi az e értéket. Az utasítás blokkolódik, ha a túloldalon nincs várakozó fogadó utasítás. Jelölés: c!e := true;c!e Őrfeltételes fogadó utasítás Szintaxisa: b;c?x Szemantikája: A program az utasításhoz érve megvárja a b őrfeltétel teljesülését, majd beolvas egy értéket a c csatornáról az x változóba. Az utasítás blokolódik, ha a túloldalon nincs várakozó küldő utasítás. Jelölés: c?x := true;c?x 43. Definíció. Osztott program: a parbegin S 1... S n parend program osztott, ha: Az S 1,..., S n programok nem tartalmaznak közös változókat: var(s i ) var(s j ) = (i j [1..n]) A folyamatok pontról-pontra összekötöttek: channel(s i ) channel(s j ) channel(s k ) (i, j, k [1..n]) Párhuzamos rendszerek alapmodelljei Kölcsönös kizárás Feladat: n folyamat használ 1 erőforrást, de egyszerre csak egyikük használhatja. Az erőforrás használata a kritikus szakasz. A folyamatok ciklikusan vannak kritikus és nem kritikus szakaszban. Peterson megoldása n = 2-re. s:=1; y 1 :=0; y 2 :=0; parbegin S 1 S 2 parend; while true do S 1 : 18

19 {nem kritikus szakasz} y 1 :=1; s:=1; wait y 2 = 0 s 1 {kritikus szakasz} y 1 := 0; end while S 2 : while true do {nem kritikus szakasz} y 2 :=1; s:=2; wait y 1 = 0 s 2 {kritikus szakasz} y 2 := 0; end while Dijkstra megoldása. s:=1; {az erőforrást egyszerre 1 folyamat használhatja} parbegin S 1... S n parend; while true do {nem kritikus szakasz} P(s); {kritikus szakasz} V(s); end while Termelő fogyasztó rendszer S i : P(s) : s > 0 s := s 1 V(s) : s := s + 1 Feladat: n termelő és m fogyasztó folyamat használ egy k kapacitású tárolót. Megoldás. s:=0; {ennyi áru van éppen raktáron} parbegin T 1... T n F 1... F m parend; 19

20 T i : while true do {termelés} s < k berak; s := s + 1 ; end while F i : while true do s > 0 kivesz; s := s 1 ; {feldolgozás} end while Író olvasó modell Feladat: n író és m olvasó folyamat használ egy erőforrást. Egyszerre legfeljebb egy folyamat írhat, ami közben tilos olvasni. Egyszerre több folyamat is olvashat, de közben tilos írni. Megoldás. A megoldásban kiéheztetés előfordulhat: az olvasók monopolizálhatják a rendszert. w:=1; {író szemafor} sr:=1; {olvasó szemafor} rcnt:=0; {éppen olvasók száma} parbegin W 1... W n R 1... R m parend; W i : while true do {dolgozik} P(w); {ír} V(w); end while R j : while true do P(sr); 20

21 rcnt := rcnt + 1; if rcnt = 1 then P(w) end if V(sr); {olvas} P(sr); rcnt := rcnt 1; if rcnt = 0 then V(w) end if V(sr); {dolgozik} end while Kiéheztetés-mentesség 44. Definíció. Kiéheztetés-mentesség: S párhuzamos program, melynek folyamatai ciklikusak. A rendszer egy közös erőforrással rendelkezik, melyet a folyamatok időnként használnak. Ekkor S kiéheztetés-mentes, ha nincs a folyamatoknak egy olyan csoportja, melyek monopolizálhatják az erőforrást. 45. Definíció. Monopolizálás: A folyamatok egy csoportja monopolizálta az erőforrást, ha mindig van köztük olyan, amelyik lekötve tartja az erőforrást, miközben a csoporton kívüli folyamatok egy része folyamatosan várakozik arra. 46. Definíció. Kiéheztetés szempontjából veszélyes utasítások: Utasításoknak egy {A 1,..., A k, B 1,..., B l, C 1,..., C m } (k, l 1; m 0) halmaza kiéheztetés szempontjából veszélyes, ha mind különböző folyamatól való, és A 1,..., A k (az éhes utasítások) await α i then... utasítások, melyek folyamatosan várakozhatnak az erőforrás használatára, mivel folyamatok egy másik csoportja kizárja, hogy α i teljesüljön; B 1,..., B l (az éheztető utasítások) vagy await β i then... utasítások, melyek az erőforrás használatát őrzik, de feltételük teljesül, még ha a csoport más tagja éppen használják is az erőforrást; vagy az erőforrás használatát jelentő utasítások; C 1,..., C m (a kész utasítások) üres utasítások, melyeknél valamelyik S i folyamat befejeződött. 21

22 8. Tétel. Elégséges feltétel a kiéheztetés-mentességhez: S párhuzamos program ciklikus folyamatokkal. S teljes helyességének bizonyítása adott. Ekkor ha {A 1,..., A k, B 1,..., B l, C 1,..., C m } kiéheztetés szempontjából veszélyes utasításhalmazra pre(a 1 ) α 1... pre(a k ) α k pre(b 1 ) β 1... pre(b l ) β l post(c 1 )... post(c m ) = false (azaz A i -k blokkoltak) (azaz B i -k szabadok) (azaz C i -k befejeződtek) teljesül, akkor S kiéheztetés-mentes Nemdeterminisztikus programok: szintaxis, szemantika. Osztott rendszerek alapfogalmai, nyelvi eszközei. Kommunikációs csatorna. Komponens alapú programozás. Ágensrendszerek, kontraktusvezérelt programfejlesztés Nemdeterminisztikus programok: szintaxis, szemantika Lásd 3. tétel Osztott rendszerek A párhuzamos programhoz képest (ami közös változókat használ), az osztott rendszerek kommunikációja költségesebb (csatornákkal történik). Az osztott rendszer külön dolgozó, önálló erőforrásokkal rendelkező komponensek halmaza, melyek időről időre üzeneteket küldenek egymásnak. Fajtái: szinkron, aszinkron és vegyes. Nyelvi eszközei: új folyamatok indítása, csatornautasítások (küldés, fogadás). Kommunikációs csatornák Az üzenetküldés és -váltás fajtái: szinkron üzenetküldés: a küldő blokkolódik aszinkron üzenetküldés: a küldő nem blokkolódik késleltetett szinkron üzenetváltás: szinkron üzenetküldés és aszinkron válasz 22

23 visszahívásos üzenetváltás: aszinkron üzenetküldés és aszinkron válasz A csatornák általában típustalanok, kétirányúak és full duplexek. 47. Definíció. Egy kétirányú csatorna full duplex, ha egyidejűleg mindkét irányban használható. Ellenkező esetben half duplex Komponens alapú programozás A komponens alapú programozás egy szoftvertervezési módszertan. Lényege, hogy a rendszert funkcionális vagy logikai komponensekre bontjuk, és jól definiált interfésszel látjuk el őket a kommunikáció számára. A szoftverkomponens egy szoftver olyan része, amely előre specifikált szolgáltatásokat nyújt az interfészen keresztül. Általában egy osztály vagy osztálykönytár Ágensrendszerek A multiágens-rendszer több, egymással kölcsönhatásban álló ágensből álló rendszer. Egy szoftverágens tulajdonságai: Nem kívülről hívják a metódusait, hanem mindig fut (perzisztens). Ciklikusan megnézi a környezetét, és maga dönti el, hogy mit reagáljon rá (autonóm). Az ágensek kommunikálhatnak egymással: együttműködhetnek, versenghetnek. Viselkedésük célorientált. A multiágens-rendszerek fontos tulajdonsága az emergencia: az ágensek egyszerűek, a kölcsönhatásuk is egyszerű, rendszerszinten mégis komplex jelenségek figyelhetők meg, melyek nehezen jósolhatók meg az ágensek egyszerű felépítéséből Kontraktusvezérelt programfejlesztés A kontraktusvezérelt programfejlesztés egy szoftvertervezési módszer, mely megköveteli, hogy a programot precíz, verifikálható specifikációval lássuk el, azaz már a tervezés során minden eljáráshoz formális elő- és utófeltételeket, minden osztályhoz invariánst írunk. Ekkor az osztályok metódusaival a következő szerződésben állunk: ha teljesítjük az előfeltételt és az invariánst, a metódus visszatérésekor teljesül az utófeltétel és az invariáns. A design by contract kifejezést Bertrand Meyer (az Eiffel tervezője) találta ki. DBC-re tanít a bevprog, a pp és a progmód. 23

24 Ha egy programozási nyelvben lehetőség van az előfeltétel, utófeltétel és invariáns megadására (pl. Eiffel), ekkor ez lehetővé teszi a feltételek ellenőrzését fordítási időben Típusosztály specifikációja konkurens környezetben. Absztrakt specifikációs módszer esemény elvű megközelítés alapján. Alapvető szinkronizációs feladatok megoldásai. Az absztrakt specifikáció elemzése Típusosztály specifikációja konkurens környezetben Konkurens környezetben az objektumok metódusai párhuzamosan is hívhatóak. Ez elronthatja az osztály invariánsát és a program helyességét, ezért az objektumot további védelemmel látjuk el a helytelen használat ellen: meghatározzuk azt is, hogy a típusosztály metódusai milyen sorrendben hívhatók, ez a szinkronizáció. A típusosztály specifikációja konkurens környezetben kiegészül a szinkronizáció specifikációjával, melyet a syn kulcsszó után helyezünk el absztrakt és konkét szinten egyaránt (EXP és BOD). A szinkronizáció többféleképpen specifikálható: Útkifejezésekkel Kontrollmodulokkal Ütemezési predikátumokkal Eseményelvű specifikációval Állapottér módszerével Eseményelvű specifikáció Esemény Egy objektum minden műveletének végrehajtásában 3 fázist, vagyis eseményt különítünk el: request: igénybejelentés a művelet végrehajtására; enter: a művelet végrehajtásának megkezdése; exit: a művelet végrehajtásának befejezése. 24

25 A műveleti azonosító f[i](x) alakú, ahol f a művelet neve; i a művelet végrehajtásának sorszáma; x a művelet szinkronizáció szempontjából fontos paramétere vagy paraméterei (opcionális). Például: f[i] jelentése: az f i-edik aktiválása. f[i](x) jelentése: az f i-edik aktiválása x argumentummal. f[i](x).ex jelentése: f[i](x) exit fázisa. Rendezési klóz Minden művelet minden végrehajtásához 3 eseményt definiáltunk. Feltesszük, hogy egyszerre csak egy ilyen esemény léphet fel, és így az eseményeken az időbeliség alapján teljes rendezés érvényes. A rendezési klóz alakja: A B, ahol A és B események. Jelentése: A megelőzi B-t. A rendezési klóz alakja argumentumkorlátozással: R(x, y) f[i](x).χ g[i](y).ϱ Jelentése: f[i](x).χ megelőzi g[i](y).ϱ-t, és az argumentumokra fennáll az R(x, y) reláció. Specifikáció Az eseményelvű specifikáció egy rendezési klózokból előálló elsőrendű logikai formula. Jelentése: a futtatókörnyezet feladata biztosítani, hogy a logikai formula teljesüljön a program futása során. Ha egy enter esemény hatására a szinkronizációs specifikáció elromlana, a művelet megkezdése előtt a hívó folyamat blokkolódik. Természetes axiómák, melyeket a specifikáció megadásánál nem szokás kiírni, de igazak: i : f[i].req f[i].ent f[i].ex i < j : f[i].req f[j].req Alapvető szinkronizációs feladatok megoldásai A következő formulák i, j-re értendők. 25

26 Kölcsönös kizárás p és q egyszerre nem hajtódhat végre (de több p vagy több q igen). Megoldása: p[i].ex q[j].ent p[j].ex q[i].ent Író olvasó probléma w-vel párhuzamosan semmi sem futhat. Több r futhat párhuzamosan. Megoldás: w[i].ex w[i + 1].ent (w[i].ex r[j].ent r[j].ex w[i].ent) First come first served q és p közül a korábban meghívott hajtódik először végre. Megoldás: Prioritás p[i].req q[j].req p[i].ent q[j].ent p-nek prioritása van q-val szemben. Megoldás: p[i].req q[j].ent p[i].ent q[j].ent Az absztrakt specifikáció elemzése Konzisztencia Az objektumok két védőgyűrű veszi körül. A belső védőgyűrű statikus. Akkor engedi végrehajtani a műveletet, ha az az argumentumaival értelmezve van az adott objektumon. A művelet előfeltételének felel meg, és az eqns-ben specifikáljuk. A külső védőgyűrű dinamikus. Akkor engedi végrehajtani a műveletet, amikor a szinkronizációs specifikáció szerint meg lehet kezdeni a művelet végrehajtását. A syn-ben definiáljuk. 48. Definíció. Egy típusosztály absztrakt specifikációja konzisztens, ha a külső védőgyűrű feltételéből következik a belső védőgyűrű feltétele. Eseményelvű specifikáció esetén ez azt jelenti, hogy minden lehetséges lefutási sorrendre, az osztály minden f műveletére, annak minden i-edik aktiválására S f[i].ent pre(f) teljesül, ahol S f[i].ent az eseményelvű szinkronizációs specifikáció igazságértéke, ha az f[i].ent esemény bekövetkezne. 26

27 Holtpontmentesség Tekintsünk egy párhuzamos rendszert, melynek folyamatai egy típusosztály egy objektumát használják, ettől eltekintve azonban nem várhatnak egymásra! 49. Definíció. Egy típusosztály szinkronizációs specifikációja holtpontmentes, ha a fent leírt párhuzamos rendszer mindig holtpontmentes. 9. Tétel. Szükséges és elégséges feltétel az absztrakt szinkronizációs specifikácó holtpontmentességéhez. Adott egy típusosztály absztrakt specifikációja. A szinkronizáció eseményelvű specifikációval adott, és nem tartalmaz argumentumkorlátozást. Hozzuk az S szinkronizációs specifikációt diszjunktív normálfomára: S = S 1... S n! Ekkor minden S k rendezési klózok, vagy azok negáltjainak konjunkciója. A negált rendezési klózokat alakítsuk át, felhasználva a teljes rendezést: A B = B A! Rendeljünk minden S k -hoz egy irányított gráfot, melynek csúcsai: f[i]-hez három különböző csúcs: f[i].req, f[i].ent, f[i].ex; élei: f[i].χ g[j].ϱ S k -ra behúzzuk a gráfban a megfelelő irányított élt, a természetes axiómákból származókat is beleértve! Ekkor az absztrakt szinkronizációs specifikáció holtpontmentes S k -hoz rendelt irányított gráf körmentes Az absztrakt szinkronizációs specifikáció implementációja, transzformációs szabályok. Állapottér bevezetése, kapufeltételek, szinkronizációs specifikációk konkrét megvalósítása. Holtpontmentesség, konzisztencia Konkrét szinkronizációs specifikáció Tegyük fel, hogy megírtuk és elemeztük a típusosztály absztrakt specifikációját (EXP). Tegyük fel, hogy a szinkronizációtól eltekintve megírtuk és elemeztük a konkrét specifikációt (BOD) Az állapottér módszere Az állapottér módszere a szinkronizáció konkrét megadására szolgál. Egy objektum minden g műveletének végrehajtásában három fázist különböztetünk meg, és mindegyikhez egy számlálót rendelünk: 27

28 count(g.req): a g műveletre eddig érkezett végrehajtási kérelmek száma; count(g.ent): eddig hányszor engedélyeztük a g művelet végrehajtásának megkezdését; count(g.ex): eddig hányszor fejeződött be a g művelet. További jelölések: wait(g) := count(g.req) count(g.ent) exec(g) := count(g.ent) count(g.ex) 50. Definíció. Szinkronizációs állapottér: a fenti számlálók lehetséges értékeinek Descartes-szorzata. Ha az objektumnak n művelete van, akkor a szinkronizációs állapottér 3n-dimenziós. A szinkronizációs állapotot minden műveleti fázis végrehajtásakor módosítani kell, vagyis léptetni a megfelelő számlálót. Az állapot módosítása kritikus szakasz, így a kölcsönös kizárást biztosítani kell. 51. Definíció. Kapufeltétel: Egy művelet request és exit eseménye azonnal végrehajtható, az enter eseménynek azonban feltétele van: csak akkor hajtható végre, ha belépésük összeegyeztethető a szinkronizáció követelményeivel. Ez a művelet kapufeltétele. Jele: k(g.ent) = a g művelet kapufeltétele. A típusosztály konkrét eljárásait kiterjesztjük a szinkronizációs állapot módosításával, ez kerül a BOD/syn specifikációjába: procedure g(x) is begin count(g.req) := count(g.req) + 1 k(g.ent) count(g.ent) := count(g.ent) + 1 {g(x) eredeti kódja} count(g.ex) := count(g.ex) + 1 end Kontrollmodulok A kontrollmodul a kapufeltételek rendszerezett leírására szolgál. Az azonos kapufeltételű műveletek közös partícióba sorolhatók. Szintaxisa: control module modul neve begin g 1,..., g n : procedure; {A típusosztály műveleteinek felsorolása} queue part 1 /... /part m ; {Partíciók felsorolása.} 28

29 condition(part 1 ): kapufelt 1. condition(part m ): kapufelt m end A kontrollmodulokkal a szinkronizációs specifikáció öröklődésnek is alávethető. Az öröklődés szintaxisa: inherit modulnév; redefined condition(part i ): kapufelt i. rd; A konkrét specifikáció elemzése Konzisztencia Ugyanaz, mint az absztrakt specifikáció elemzésénél ( fejezet). A konkrét szinkronizációs specifikáció konzisztens, ha az osztály minden g műveletére k(g.ent) pre(g) teljesül. Holtpontmentesség A definíció ugyanaz, mint az absztrakt specifikációnál. 10. Tétel. Elégséges feltétel a konkrét szinkronizációs specifikáció holtpontmentességére. Adott egy típusosztály konkrét specifikációja, ebben a szinkronizáció az állapottér módszerével. A típusosztály műveletei: G = {g 0,..., g n } Egy g i művelet blokkoltsági feltétele: B(g i ) := k(g i.ent) wait(g i ) > 0 exec(g i ) = 0. Egy művelethalmaz blokkoltsági feltétele: H G : B(H) := g H B(g). Ha B(H) = hamis, vagy B(H)-ban van hivatkozás H-n kívüli műveletre is, akkor azt mondjuk, hogy H nem jelöl holtponthelyzetet. Ekkor H G : H nem jelöl holtponthelyzetet a konkrét szinkronizációs specifikáció holtpontmentes. 29