Korrekte Software: Grundlagen und Methoden Vorlesung 4 vom 24.04.17: Denotationale Semantik
Serge Autexier, Christoph Lüth Universität Bremen Sommersemester 2017
09:06:59 2017-06-28 1 [27]
Fahrplan
I Einführung
I Die Floyd-Hoare-Logik I Operationale Semantik I Denotationale Semantik
I Äquivalenz der Operationalen und Denotationalen Semantik I Korrektheit des Hoare-Kalküls
I Vorwärts und Rückwärts mit Floyd und Hoare I Funktionen und Prozeduren
I Referenzen und Speichermodelle I Verifikationsbedingungen Revisited I Vorwärtsrechnung Revisited
I Programmsicherheit und Frame Conditions I Ausblick und Rückblick
Korrekte Software 2 [27]
Überblick
I Kleinster Fixpunkt
I Denotationale Semantik für C0
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Fixpunkt
I Seif :A→Aeine Funktion. EinFixpunktvonf ist eina∈A, so dass f(a) =a.
I Beispiele
IFixpunkte vonf(x) =√
xsind 0 und 1; ebenfalls fürf(x) =x2.
IFür die Sortierfunktion ist
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Regeln und Regelinstanzen
Definition
SeiReine Menge von Regelnx1...xy n,n≥0.
Die Anwendung einer Regel auf spezifischea1. . .anist eine Regelinstanz I Betrachte folgende RegelmengeR
− 22
− 23
n m
n·m
I Regelinstanzen sind
− 4
− 8
4 8
32
4 4
16
16 32 512
3 5
15 . . .
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Induktive Definierte Mengen
Definition
SeitReine Menge von Regelinstanzen undBeine Menge. Dann definieren wir
R(B) =ˆ {y| ∃x1, . . . ,xk⊆B.x1, . . . ,xk y ∈R}und Rˆ0(B) =Bund ˆRi+1(B) = ˆR( ˆRi(B))
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Beispiel
I Betrachte folgende RegelmengeR
− 22
− 23
n m
n·m
I Was sind
Rˆ1(∅) = ˆR(∅) ={4,8}
Rˆ2(∅) =?
Rˆ3(∅) =?
Rˆi+1(∅) =?
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Induktive Definierte Mengen
Definition
SeitReine Menge von Regelinstanzen undBeine Menge. Dann definieren wir
R(B) =ˆ {y| ∃x1, . . . ,xk⊆B.x1, . . . ,xk y ∈R}und Rˆ0(B) =Bund ˆRi+1(B) = ˆR( ˆRi(B))
Definition (Abgeschlossen und Monoton)
I Eine MengeSisabgeschlossen unterR(R-abgeschlossen)gdw.
R(S)ˆ ⊆S
I Eine Operationf ist monotongdw.
∀A,B.A⊆B⇒f(A)⊆f(B)
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Kleinster Fixpunkt Operator
Lemma
Für jede Menge von Regelinstanzen R ist die induzierte OperationRˆ monoton.
Lemma
Sei Ai= ˆRi(∅)für alle i∈Nund A=S
i∈NAi. Dann gilt (a) A ist R-abgeschlossen,
(b) R(A) =ˆ A, und
(c) A ist die kleinste R-abgeschlossene Menge.
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Beweis von Lemma (a).
AistR-abgeschlossen:
Seix1,...,xy k ∈Rundx1, . . . ,xk⊆A.
DaA=S
i∈NAigibt es einjso dassx1, . . . ,xk⊆Aj. Also auch:
y∈R(Aˆ j) = ˆR( ˆRj(∅))
= ˆRj+1(∅)
=Aj+1⊆A.
Korrekte Software 10 [27]
Beweis von Lemma (b): ˆR(A) =A.
I R(A)ˆ ⊆A:
DaA R-abgeschlossen gilt auch ˆR(A)⊆A.
I A⊆R(A):ˆ
Seiy∈A. Dann∃n>0.y∈Anundy6∈R(Aˆ n−1).
Folglich muss es eine Regelinstanzx1,...,xy k∈Rgeben mit x1, . . . ,xk⊆An−1⊆A.
Also isty∈R(A).ˆ
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Beweis von Lemma (c).
Aist die kleinsteR-abgeschlossene Menge, d.h. für jede R-abgeschlossene MengeBgiltA⊆B.
Beweis per Induktion überndass giltAn⊆B:
I Basisfall:
A0=∅ ⊆B I Induktionsschritt:
DaB R-abgeschlossen ist gilt: ˆR(B)⊆B.
Induktionsannahme:An⊆B.
Dann giltAn+1= ˆR(An)⊆R(B)ˆ ⊆Bweil ˆRmonoton undBist R-abgeschlossen.
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Kleinster Fixpunkt Operator
Definition
fix( ˆR) = [ n∈N
Rˆn(∅) ist derkleinste Fixpunkt.
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Kleinster Fixpunkt
I Betrachte folgende RegelmengeR
− 22
− 23
n m
n·m
I Was sind
Rˆ1(∅) = ˆR(∅) ={4,8}
Rˆ2(∅) =?
Rˆ3(∅) =?
Rˆi+1(∅) =?
I Wie siehtfix( ˆR) aus?
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Denotationale Semantik - Motivation
I Operationale Semantik
Eine Menge von Regeln, die einen Zustand und ein Programm in einen neuen Zustand oder Fehler überführen
hc, σi →Stmtσ0|⊥
I Denotationale Semantik
Eine Menge von Regeln, die ein Programm in einepartielle Funktion
| {z } Denotat von Zustand nach Zustand überführen
C[[c]] : Σ*Σ
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Denotationale Semantik - Motivation
Zwei Programme sind äquivalent gdw. sie immer zum selben Zustand (oder Fehler) auswerten
c0∼c1iff (∀σ, σ0.hc0, σi →Stmtσ0⇔ hc1, σi →Stmtσ0) oder
Zwei Programme sind äquivalent gdw. sie die selbe partielle Funktion denotieren
c0∼c1iff{(σ, σ0)|hc0, σi →Stmtσ0}={(σ, σ0)|hc1, σi →Stmtσ0}
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Denotierte Funktionen
I jedera:Aexpdenotiert eine partielle Funktion Σ*N
I jederb:Bexpdenotiert eine partielle Funktion Σ*T
I jedesc:Stmtdenotiert eine partielle Funktion Σ*Σ
Korrekte Software 17 [27]
Denotat von Aexp
A[[a]] :Aexp→(Σ*N) A[[n]] = {(σ,n)|σ∈Σ}
A[[x]] = {(σ, σ(x))|σ∈Σ,x∈Dom(σ)}
A[[a0+a1]] = {(σ,n0+n1)|(σ,n0)∈ A[[a0]]∧(σ,n1)∈ A[[a1]]}
A[[a0−a1]] = {(σ,n0−n1)|(σ,n0)∈ A[[a0]]∧(σ,n1)∈ A[[a1]]}
A[[a0∗a1]] = {(σ,n0∗n1)|(σ,n0)∈ A[[a0]]∧(σ,n1)∈ A[[a1]]}
A[[a0/a1]] = {(σ,n0/n1)|(σ,n0)∈ A[[a0]]∧(σ,n1)∈ A[[a1]]∧n16= 0}
Korrekte Software 18 [27]
Denotat von Bexp
B[[a]] :Bexp→(Σ*T) B[[1]] = {(σ,1)|σ∈Σ}
B[[0]] = {(σ,0)|σ∈Σ}
B[[a0==a1]] = {(σ,1)|σ∈Σ,(σ,n0)∈ A[[a0]](σ), (σ,n1)∈ A[[a1]],n0=n1}
∪{(σ,0)|σ∈Σ,(σ,n0)∈ A[[a0]](σ), (σ,n1)∈ A[[a1]],n06=n1} B[[a0<=a1]] = {(σ,1)|σ∈Σ,(σ,n0)∈ A[[a0]](σ),
(σ,n1)∈ A[[a1]],n0≤n1}
∪{(σ,0)|σ∈Σ,(σ,n0)∈ A[[a0]](σ), (σ,n1)∈ A[[a1]],n0>n1}
Korrekte Software 19 [27]
Denotat von Bexp
B[[a]] :Bexp→(Σ*T) B[[!b]] = {(σ,1)|σ∈Σ,(σ,0)∈ B[[b]]}
∪{(σ,0)|σ∈Σ,(σ,1)∈ B[[b]]}
B[[b1&&b2]] = {(σ,0)|σ∈Σ,(σ,0)∈ B[[b1]]}
∪{(σ,t2)|σ∈Σ,(σ,1)∈ B[[b1]],(σ,t2)∈ B[[b2]]}
B[[b1||b2]] = {(σ,1)|σ∈Σ,(σ,1)∈ B[[b1]]}
∪{(σ,t2)|σ∈Σ,(σ,0)∈ B[[b1]],(σ,t2)∈ B[[b2]]}
Korrekte Software 20 [27]
Denotat von Stmt
C[[.]] :Stmt→(Σ*Σ)
C[[x=a]] = {(σ, σ[n/x])|σ∈Σ∧(σ,n)∈ A[[a]]}
C[[{c cs}]] = C[[cs]]◦ C[[c]] Komposition von Relationen C[[{ }]] = Id Id:={(σ, σ)|σ∈Σ}
C[[if(b)c0elsec1]] = {(σ, σ0)|(σ,1)∈ B[[b]]∧(σ, σ0)∈ C[[c0]]}
∪{(σ, σ0)|(σ,0)∈ B[[b]]∧(σ, σ0)∈ C[[c1]]}
Aber was ist
C[[while(b)c]] =??
Korrekte Software 21 [27]
Denotationale Semantik für while
Seiw≡while(b)c(undσ∈Σ). Wir wissen bereits, dass gilt w∼ if(b){c w}else{}
C[[w]] = {(σ, σ0)|(σ,1)∈ B[[b]]∧(σ, σ0)∈ C[[{c w}]]}
∪{(σ, σ)|(σ,0)∈ B[[b]]}
= {(σ, σ0)|(σ,1)∈ B[[b]]∧(σ, σ0)∈ C[[w]]◦ C[[c]]}
∪{(σ, σ)|(σ,0)∈ B[[b]]}
= {(σ, σ0)| ∃σ00.(σ,1)∈ B[[b]]∧(σ, σ00)∈ C[[c]]∧(σ00, σ0)∈ C[[w]]}
∪{(σ, σ)|(σ,0)∈ B[[b]]}
Korrekte Software 22 [27]
Denotationale Semantik von while
Seiw≡while (b)c(undσ∈Σ). Wir wissen bereits, dass gilt w= if (b){c w}else {}
C[[w]]0 = {(σ, σ)|(σ,0)∈ B[[b]](σ)}
C[[w]]1 = {(σ, σ0)| ∃σ00.(σ,1)∈ B[[b]]∧(σ, σ00)∈ C[[c]]
∧(σ00, σ0)∈ C[[w]]0}
C[[w]]2 = {(σ, σ0)| ∃σ00.(σ,1)∈ B[[b]]∧(σ, σ00)∈ C[[c]]
∧(σ00, σ0)∈ C[[w]]1} ...
C[[w]]i+1 = {(σ, σ0)| ∃σ00.(σ,1)∈ B[[b]]∧(σ, σ00)∈ C[[c]]
∧(σ00, σ0)∈ C[[w]]i}
Γ(ϕ) = {(σ, σ0)| ∃σ00.B[[b]](σ) = 1∧(σ, σ00)∈ C[[c]]∧(σ00, σ0)∈ϕ}
∪{(σ, σ)| B[[b]](σ) = 0}
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Denotationale Semantik von while
Seiw≡while (b)c(undσ∈Σ). Wir wissen bereits, dass gilt w= if (b){c w}else {}
Γ(ψ) = {(σ, σ0)| ∃σ00.(σ,1)∈ B[[b]]∧(σ, σ00)∈ C[[c]]∧(σ00, σ0)∈ψ}
∪{(σ, σ)|(σ,0)∈ B[[b]]}
Γ ist wie ˆR, wobeiRdefiniert ist wie folgt:
R =
(σ00, σ0)
(σ, σ0) |(σ,1)∈ B[[b]]∧(σ, σ00)∈ C[[c]]
∪
(σ, σ)|(σ,0)∈ B[[b]]
und die Semantik vonwist der Fixpunkt von Γ, d.h.C[[w]] =fix(Γ)
Korrekte Software 24 [27]
Denotation für Stmt
C[[.]] :Stmt→(Σ*Σ)
C[[x=a]] = {(σ, σ[n/X])|σ∈Σ∧(σ,n)∈ A[[a]]}
C[[{c cs}]] = C[[cs]]◦ C[[c]] Komposition von Relationen C[[{ }]] = Id Id:={(σ, σ)|σ∈Σ}
C[[if(b)c0elsec1]] = {(σ, σ0)|(σ,1)∈ B[[b]]∧(σ, σ0)∈ C[[c0]]}
∪{(σ, σ0)|(σ,0)∈ B[[b]]∧(σ, σ0)∈ C[[c1]]}
C[[while(b)c]] = fix(Γ) mit
Γ(ψ) = {(σ, σ0)|(σ,1)∈ B[[b]]∧(σ, σ0)∈ψ◦ C[[c]]}
∪{(σ, σ)|(σ,0)∈ B[[b]]}
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Weitere Intuition zur Fixpunkt Konstruktion
I Sei w≡while(b) c
I Zur Erinnerung: Wir haben begonnen mit w∼if (b) { c w }else{}
I Dann müsste auch gelten
C[[w]]=! C[[if (b) { c w }else{}]]
I Beweis an der Tafel
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Fahrplan
I Einführung
I Die Floyd-Hoare-Logik I Operationale Semantik I Denotationale Semantik
I Äquivalenz der Operationalen und Denotationalen Semantik I Korrektheit des Hoare-Kalküls
I Vorwärts und Rückwärts mit Floyd und Hoare I Funktionen und Prozeduren
I Referenzen und Speichermodelle I Verifikationsbedingungen Revisited I Vorwärtsrechnung Revisited
I Programmsicherheit und Frame Conditions I Ausblick und Rückblick
Korrekte Software 27 [27]