Reo Coordination Language とは

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Reoは、個々のプロセスを完全なシステムに構成し、広く解釈されたコーディネーション・プロトコルをプログラミングおよび分析するためのドメイン固有の言語です。 Reoで構成できるシステムのクラスの例には、コンポーネントベースのシステム、サービス指向のシステム、マルチスレッドシステム、生物システム、および暗号プロトコルが含まれます。 Reoにはグラフィカルな構文があり、コネクタや回路と呼ばれるすべてのReoプログラムはラベル付きのハイパーグラフです。このようなグラフは、システム内のプロセス間のデータフローを表します。 Reoには正式なセマンティクスがあり、正式なセマンティクスはさまざまな正式な検証手法とコンパイルツールに基づいています。

Linear temporal logic to Büchi automaton とは

正式検証では、有限状態モデル検査は、LTL公式およびBAが同じω言語を認識するように、所与の線形時間論理(LTL)公式に相当するBüchiオートマトン(BA)を見つける必要がある。 LTLの式をBAに変換するアルゴリズムがあります。この変換は通常2つのステップで行われます。最初のステップでは、LTL式から一般化されたBüchiオートマトン(GBA)を生成します。第2のステップは、このGBAをBAに変換します。 LTLはBAよりも表現力が厳密ではないので、逆の構成は不可能である。
LTLをGBAに変換するためのアルゴリズムは、それらの構築戦略において異なるが、それらはすべて共通の基礎原則を有する、すなわち、構築されたオートマトンにおける各状態は、状態の発生後に残りの入力語によって満たされると予想されるLTL式実行中に。

Kripke structure (model checking) とは

この記事では、モデル検査で使用されるKripke構造について説明します。より一般的な説明については、Kripkeのセマンティクスを参照してください。
Kripke構造は、元々Saul Kripkeによって提案された遷移システムの変形であり、システムの動作を表すためのモデル検査に使用されます。これは、基本的にノードがシステムの到達可能な状態を表し、エッジが状態遷移を表すグラフです。ラベリング機能は、各ノードを、対応する状態で保持されているプロパティのセットにマップする。時間的論理は、伝統的にクリプケ構造によって解釈される。

Temporal logic in finite-state verification とは

有限状態検証では、モデルチェッカーは、設計上のエラーを探している並行ソフトウェアシステムを表す有限状態マシンを検査します。エラーは、システムのプロパティとして表現された要件の違反として定義されます。有限状態マシンがプロパティを満たさない場合、モデルチェッカは、場合によっては反例を生成することができます。これは、エラーの発生状況を示すシステムの実行です。
プロパティの仕様は、しばしばリニア・テンポラル・ロジック(LTL)式として記述されます。要件がLTL式として表現されると、モデルチェッカーはモデルに対してこのプロパティを自動的に検証できます。

Abstraction model checking とは

抽象モデルチェックは、実際の表現がモデルを単独で開発するには複雑すぎるシステム向けです。したがって、デザインは「抽象」バージョンを縮小するために一種の翻訳を受けます。
変数のセットは、値の変化に応じて可視および不可視に分割されます。実際の状態空間は、より小さな集合の可視状態空間に要約される。

Metric temporal logic とは

メトリック・テンポラル・ロジック(MTL)は、時間ロジックの特殊なケースです。これは時間的オペレータが、until、next、sinceおよびpreviousオペレータのような時間制約のあるバージョンに置き換えられる時間的論理の拡張です。インターリーブと仮想クロックの両方の抽象を想定したリニアタイムロジックです。これは、ポイントベースの弱単調整数時間セマンティクスで定義されます。 MTLの場合、充足可能性問題の正確な複雑さは、区間ベースまたはポイントベースの同期(すなわち、厳密に単調)または非同期(すなわち、弱単調)の解釈EXPSPACE-completeとは無関係であり、
MTLは、リアルタイムシステムのための顕著な仕様形式として記述されています。無限の時間をかけた言葉の上の完全なMTLの決定可能性の問題は開いたままです。

Büchi automaton とは

コンピュータサイエンスとオートマトンの理論では、Büchiオートマトンは有限オートマトンを無限インプットに拡張するω-オートマトンの一種です。無限に入力された入力シーケンスを受け入れるのは、(少なくとも)最終状態の1つを無限に訪れるオートマトンの実行が存在する場合です。 Büchiオートマトンは、正規言語の無限語版、オメガ – レギュラー言語を認識します。それは1962年にこの種のオートマトンを発明したスイスの数学者Julius RichardBüchiにちなんで命名されました。
Büchiオートマトンは、しばしば、線形時間論理の式のオートマトン理論バージョンとしてモデルチェックに使用されます。

Muller automaton とは

オートマトン理論では、ミュラーオートマトンはω-オートマトンの一種である。受理条件は、ミュラーオートマトンを他のω-オートマトンから分離する。 Mullerオートマトンは、Mullerアクセプタンス条件を使用して定義される。すなわち、無限に訪問されるすべての状態のセットは、アクセプタンスセットの要素でなければならない。決定性と非決定性の両方のミュラーオートマトンは、ω規則言語を認識します。彼らは1963年にアメリカの数学者でコンピュータ科学者でもあるデイヴィッド・E・ミュラーにちなんで命名されました。

Modal μ-calculus とは

理論的なコンピュータ科学では、モーダルμ-計算(Lμ、Lμ、時にはμ-計算、より一般的な意味を持つことができるが)は、最小固定小数点演算子μを加えることによって(多くのモダリティを持つ)命題モーダル論理の拡張である最大の固定小数点演算子 ν {\displaystyle \nu } 、つまり固定小数点論理です。
μ-微積分は、Dana ScottとJaco de Bakkerに由来し、最近ではDexter Kozenによって最近開発されたものです。これは、ラベル付き遷移システムの特性を記述し、これらの特性を検証するために使用されます。多くの時間的論理は、CTL *およびその広く使用されている断片 – 線形時間論理および計算木論理を含む、μ-計算で符号化することができる。
代数的視点は、それを完全な格子上の単調関数の代数として見ることです。演算子は、機能構成と最小および最大の固定小数点演算子で構成されます。この観点から、モーダルμ-計算はパワーセット代数の格子上にある。 μ-計算のゲームセマンティクスは、完璧な情報を持つ2人のゲーム、特に無限のパリティゲームに関連しています。

Stutter bisimulation とは

スタッタ二重変調は、二重変調として、共導的に定義される。 TS =(S、Act、→、I、AP、L)を遷移システムとする。 TSのスタッタ二重変調は、R内にあるすべての(s1、s2)に対して、
 L(s1)= L(s2)となる。 s1 'がPost(s1)にあり、(s1'、s2)がRにない場合、
n≧0の有限パス断片s2u1 … uns2 'が存在し、(s1、ui)はRにあり、(s1'、s2 ')はRにある。
 s2 'が(s1、s2')がRにないPost(s2)にある場合、
n≧0かつ(vi、s2)がRにあり、(s1 '、s2')がRにある有限パス断片s1v1 … vns1 'が存在する。