Formella metoder. Loop-program som statetransformers. Betrakta följande problem. specifikationen.

Transkript

1 8Att bevisa egenskaper om program Formella metoder... 1 Loop-program som statetransformers... 1 Några exempel... 2 Partiell korrekthet och total korrekthet... 3 Programspecifikation... 3 Hoarelogik och partiell korrekthet... 4 Valid eller ickevalid... 4 Två valida Hoareformler... 5 Några slutledningsregler för Hoareformler... 5 Terminering... 7 Formella metoder Testing can reveal the presence of errors, not their absence. E.W. Djikstra Betrakta följande problem. Syntes Givet en programspecifikation, konstruera ett program som satisfierar specifikationen. Analys Givet ett program konstruera en programspecifikation som beskriver programmet. Verifiering Givet ett program och en programspecifikation visa att programmet satisfierar specifikationen. Ekvivalens och optimering Givet ett program och en programspecifikation konstruera ytterligare ett program som satisfierar samma specifikation, men som är optimal i något avseende. Korrigering (avlusning Givet en programspecifikation och ett program som inte satisfierar specifikationen korrigera programmet så att det satisfierar specifikationen. Samtliga dessa problem är välkända oavgörbara problem. Ändå forskas det mycket på problemen ifråga. Skälet till detta är förstås att det inte bara finns enstaka program utan hela klasser av program där problemen är avgörbara, och där bra metoder formella metoder för att lösa problemen väntar på sin lösning. Dessa sidor utgör en liten introduktion till detta ämne för det fall att programmen är s.k. state transformers (Jag hittar inget bra svenskt namn.. Loopprogram (se kapitel 6 är en enkel klass av just state transformers. tillståndsrummet Loop-program som statetransformers Antag att ett visst loop-programs variabler är x 1, x 2,, x n vilka var och en är tillåtna att antaga godtyckliga värden i N. Det utrymme som programmet kräver man brukar tala om programmets tillståndsrum kan då sägas vara De värden som tupeln N N N = N n ( x 1, x 2,, x n har i olika skeden av programkör- 1

2 2 Att bevisa egenskaper om program ningen sägs vara programmets tillstånd. Om vid en körning av programmet ifråga, det inträffar att programmet stannar, och tupeln ( x 1, x 2,, x n vid start respektive stopp har värdena σ 0 = ( a 10, a 20,, a n0 σ N = ( a 1N, a 2N,, a nm sägs körningen ha σ 0 och σ N som start- respektive sluttillstånd. Observera den omvända konventionen att låta bågar representera tillstånd och noder övergångar. σ 1 q 0 q N En tillståndsövergång q k är här ett programsteg, t ex x 1 x 2, x 1 0 eller x Några enkla exempel illustrerar de just införda begreppen: σ N EXEMPEL 1 Några exempel Betrakta det primitiva loopprogram x = som minskar en varia- bels värde med en enhet. Programvariablerna z x y 0 är x, y, z, så z ggr{ x y programmets tillståndsrum är y++ N 3. En körning där x har värdet 2 vid start ger upphov till följande sekvens av tillståndsövergångar: ( 2,, z x ( 2,, 2 y 0 ( 202,, x y ( 002,, y++ ( 012,, x y ( 112,, ( 122,, y++ EXEMPEL 2 EUKLIDES ALGORITM för beräkning av största gemensamma delare till två positiva naturliga tal kan formuleras som nedan till vänster. Loop-programmet till höger med tre programvariabler, dvs med tillståndsrum N 3, implementerar algoritmen. SGD( x, x = x SGD( x, = SGD( y, x om x < y SGD( x, = SGD( y, x om x > y Sgd x och y i d = Sålänge ( x { Om ( x > så ( x x annars ( y y x d x Här är ett körexempel av loop-programmet: ( 68,, ( 62,, ( 42,, y y x x x y x x y ( 22,, d x ( 222,,

3 Partiell korrekthet och total korrekthet 3 EXEMPEL 3 Partiell korrekthet och total korrekthet Vi skall intressera oss för två aspekter på ett program. Den ena behandlar frågan om programmets output är önskat output (givet av en programspecifikation. Den andra aspekten behandlar även frågan om programmet ifråga stannar. 1 Ett program sägs vara partiellt korrekt om alla dess output är önskade output. 2 Ett program sägs vara totalt korrekt om det stannar (terminerar för varje input och om dess output är önskade output. En seriös diskussion kräver formalisering. Därför ska vi införa en formell apparat för programspecifikation, dvs för beskrivning av input och önskade output. Ett program för beräkning av SGD (som i EXEMPEL 2 till två positiva naturliga tal X, Y skall förslagsvis ha två inputvariabler, säg x, y med initialvärden X, Y, samt en outputvariabel säg d med värdet SGD( X, Y när programmet stannar. Dvs givet (( x = X > 0 ( y = Y > 0 vid start, önskas d = SGD( X, Y vid stopp. Tillsammans utgör dessa två villkor en programspecifikation. Filosofin bakom detta synsätt är att programkonstruktören skall vara fri att utforma programmet efter eget huvud, bara input och output stämmer med de specificerade. Programspecifikation En s.k. programspecifikation EXEMPEL 4 φ = ( previllkor, postvillkor är ett par av logiska utsagor beskrivande programmets start- och stopptillstånd, närmare bestämt programmets inputvariabler vid start och dess outputvariabler vid stopp. I första exemplet nedan ges specifikationer φ beskrivande några mycket enkla program P. (Jfr avsnittet Syntes sid 1. De enklaste loop-programmen och specifikationer av dem: program P specifikation φ x 0 (( x 0, ( x = 0 x++ (( x = X 0, ( x = X+ 1 x ggr { (( x = X 0, ( x = X EXEMPEL 5 I detta exempel presenteras en specifikation φ men inget program. Avsikten är att ge en formell beskrivning av input och output i ett program för division mellan ett naturligt tal X och ett positivt naturligt tal Y. (q och r är outputvariabler vars värden vid stopp är naturliga tal representerande kvoten respektive resten, x och y är inputvariabler. φ = ((( x 0 ( y 0, (( x = qy+ r ( r 0 ( r< ÖVNING 1 Konstruera ett loop-program som satisfierar φ i EXEMPEL 5.

4 4 Att bevisa egenskaper om program Hoarelogik och partiell korrekthet Antag att φ = ( pq, är en programspecifikation och att Du har konstruerat ett program P avsett att satisfiera φ. Om för de igångkörningar av ditt program P som stannar, det gäller att Om p är sann innan P körs igång, så är q sann efter att P har stannat (1 så har Du gjort ett gott jobb. (Det enda man skulle kunna begära ytterligare är att få en garanti på att igångkörda P alltid stannar. Man säger (om (1 stämmer att P är partiellt korrekt m.a.p. φ = ( pq, Notera att (1 är en logisk utsaga som kan vara sann eller falsk. Den är bildad med hjälp av utsagorna p, q samt programmet P. Därför betecknas den med formeln Hoareformel { pp{ q En sådan formel kallas Hoareformel (efter C.A.R. Hoare Begreppet partiell korrekthet kan alltså definieras på följande sätt: DEFINITION P är partiellt korrekt m.a.p. en specifikation φ = ( pq, om { pp{ q är sann för varje körning. Valid eller ickevalid En Hoareformel { pp{ q som är sann vid varje körning av P sägs vara valid, annars ickevalid. Villkoret om partiell korrekthet för ett program P visavi en programspecifikation ( pq, kan således uttryckas som att { pp{ q är valid. Och innebörden i validitet resp. dess motsats ickevaliditet är som nedan: { pp{ q är ickevalid om vid någon körning av P det gäller att 1 p är sann innan P körs, det är sant att P stannar och q är falsk när detta inträffar. { pp{ q är valid om för varje körning av P någon av följande tre punkter gäller 2 p är sann innan P körs, det är sant att P stannar, och q är sann när detta inträffar 3 p är sann innan P körs, och det är falskt att P stannar 4 p är falsk innan P körs EXEMPEL 6 För de enklaste loop-programmen x 0, x++, x ggr { är följande tre formler valida { x 0x 0{ x = 0 { x = X 0x++ { x = X + 1 { x = X 0 ( x ggr { { x = X

5 Partiell korrekthet och total korrekthet 5 Däremot är t ex formeln { x = X 0x++ { x = 1 ickevalid. Om x 0 startas med t ex x = 1 gäller ju punkt 1 ovan. Två valida Hoareformler { pp{ sann { falskp{ q (1 är valid (oberoende av p och P eftersom postvillkoret i detta fall alltid är sant. (En ickevalid formel förutsätter att postvillkoret är falskt efter någon körning av P (se punkt 1. (2 är valid (oberoende av q och P eftersom previllkoret i detta fall alltid är falskt. (En ickevalid formel förutsätter att previllkoret är sant innan någon körning av P (se punkt 1. (1 (2 Några slutledningsregler för Hoareformler S.k. slutledningsregler (eller inferensregler som vanligen skrivs på följande sätt Med PP' menas kör P och sedan P' u u 1, u 2 -- och v v uttrycker att man kan sluta sig till att v är valid om man vet att u är valid (respektive om man vet att u 1 och u 2 båda är valida. Som Du ser används kommatecken istället för och. Tecknet reserverar vi för användning inuti pre- och post-villkoren. Implikationsreglerna p p',{ p' P{ q { pp{ q { p S{ q', q' q { pp{ q (3 (4 Och-regeln { p P{ q',{ pp{ q'' { pp{ q' q'' (5 Eller-regeln { p' P{ q,{ p'' P{ q { p' p'' P{ q (6 { pp{ q,{ qp' { r Sekvensregeln (7 { ppp' { r ovillkorlig (primitiv loop Iterationsreglerna { p P{ p { p ( x ggr{ P { p (8 villkorlig loop { p ( x 0 P{ p (9 { p ( Sålänge ( x 0 { P { p ( x = 0 Vi visar (med ett motsägelseresonemang att den första implikationsregeln (3 är korrekt. Antag tvärtom att p p' och { p' P{ q är valida men att { pp{ q är

6 6 Att bevisa egenskaper om program EXEMPEL 7 ickevalid. Då gäller att q är falskt (10 efter någon körning av P där p var sann innan P startades. Men p p' tillsammans med att p är sann, ger att p' är sann, och validiteten hos { p' P{ q ger då att q är sann efter körningen ifråga, vilket motsäger (10. Av motsägelsen följer att implikationsregeln måste vara korrekt. # På motsvarande sätt kan de övriga reglerna visas vara korrekta. Betrakta divisionsprogrammet nedan: Dividera x med y i q och r = q 0 r x Sålänge r y { Subtrahera y från r q++ Vi bevisar att divisionsprogrammet är partiell korrekt m.a.p. specifikationen dvs att φ = ((( x 0 ( y > 0, (( x = qy+ r ( r 0 ( r< aritmetik {( x 0 ( y> 0 Dividera x med y i q och r{ (( x = qy + r ( r< är sann för varje körning. BEVIS (( x 0 ( y > 0 (( x = 0y + x ( x 0 {( x = 0y + x ( x 0 ( q 0 {( x = qy+ x ( x 0 {( x = qy+ x ( x 0 ( r x {( x = qy+ r ( r 0 sekvens aritmetik {( x = 0y + x ( x 0 ( q 0 ( r x {( x = qy+ r ( r 0 (( x = qy+ r ( r 0 ( r ( ( x = ( q+ 1y+ ( r ( r p är en invariant P = ( Subtrahera y från r ( q++ och p = ( x = qy+ r ( r 0 iteration {( x = ( q+ 1y+ ( r ( r Subtrahera y från r{ ( x = ( q + 1y + r ( r 0 {( x = ( q+ 1y+ ( r ( r 0 q++{( x = qy + r ( r 0 { pp{ p { p ( Sålänge ( r { P { p ( r < EXEMPEL 8 Betrakta specifikationen φ = ( n 0, r 2 n<( r+ 1 tillsammans med följande loop-program. Kvadratrot n i r = r 0 k 0 Sålänge k n { r++ k r.r r

7 Terminering 7 Vi bevisar partiell korrekthet genom att (som i förra exemplet ta ett programsteg i taget, och visa att följande Hoareformel är valid. BEVIS { n 0 Kvadratrot n i r { r 2 n<( r+ 1 2 { n 0 r 0 {( 0 = r 2 ( 0 n {( 0 = r 2 ( 0 n k 0 {( k = r 2 ( k n {( k = r 2 ( k n r++ {( k = ( r 1 2 (( r 1 2 n {( k = ( r 1 2 (( r 1 2 n k r r {( k = r 2 (( r 1 2 n Låt P = ( r++ ( k r r. Då följer av (11 och (12 att {( k = r 2 ( k n P {( k = r 2 (( r 1 2 n Av (13 och iteration följer i sin tur (11 (12 (13 {( k = r 2 ( k n P {( k = r 2 (( r 1 2 n {( k = r 2 Sålänge k n { P {( k = r 2 (( r 1 2 n ( k > n Och av aritmetik: (( k = r 2 ( ( r 1 2 n ( k > n ((( r 1 2 n ( r 2 > n Till sist: {(( r 1 2 n ( r 2 > n r {( r 2 n (( r > n Aritmetik: ((( r 1 2 n ( r 2 > n ( r 2 n<( r Terminering En ideal lösning till en given programspecifikation φ = P sådant att är ett program P är partiellt korrekt m.a.p. φ = ( pq,, och P stannar vid varje körning där p är sann innan P startas. (14 Man säger att P i detta fall är totalt korrekt m.a.p. φ = ( pq,. Eftersom de enda loop-program som överhuvudtaget har någon möjlighet att efter igångkörning vägra att stanna är de som innehåller en eller flera villkorliga loopar, så nöjer vi oss med att diskutera terminering för programavsnitt av typ eller (allmännare ( pq, Sålänge x 0 {B (15 Sålänge villkor {B (16 En garanti för att (15 stannar är att variabeln x minskar med en eller flera enheter vid varje genomgång av repetitionsblocket B. Ty då kommer villkoret x 0 (som är ekvivalent med villkoret x>0 för naturliga tal x förr eller senare att bli falskt. På motsvarande sätt kan man slå fast att (16 stannar, om man lyckas hitta en kvantitet z sådan att 1 z minskar vid varje genomgång av repetitionsblocket B,

8 8 Att bevisa egenskaper om program EXEMPEL 9 EXEMPEL 10 2 z z 0 för något z 0, (OBSERVERA att detta villkor är uppfyllt för varje z vars värden är naturliga tal. eller sådan att 3 z ökar vid varje genomgång av repetitionsblocket B, 4 z z 0 för något z 0. I programavsnittet nedan (som är hämtat från EXEMPEL 8 uppfylls stoppvillkoren 3 och 4 av variabeln k, vilket garanterar terminering. Sålänge k n { r++ k r.r Vad sägs om följande programavsnitt då? Sålänge x är jämn { x x/2 Stoppvillkoret 2 är uppfyllt av variabeln x (ja av varje variabel! Detta gäller oavsett vilket värde som x har vid start. Villkoret 1 däremot uppfylls enbart om x är positiv vid igångkörningen. (Om x har värdet 0 - ett jämnt tal - vid start, så kommer x efter varje genomkörning av repetitionsblocket att ha värdet 0. Dvs då minskar inte x vid genomkörning av repetitionsblocket. Slutsatsen är att programavsnittet ifråga stannar om och endast om det startas med ett positivt x. EXEMPEL 11 Nedanstående loop är tagen från EXEMPEL 2. Sålänge x y { Om x>y så (x x- annars (y y-x Här är det inte lika uppenbart som i de förra exemplen hur man kan hitta en stoppvillkorsuppfyllande kvantitet. Men betrakta x+y. Eftersom vid varje besök i repetitionsblocket den ena av x,y minskar medan den andra lämnas oförändrad, kommer x+y att minska vid varje sådant besök. Därmed är stoppvillkoret 1 uppfyllt av x+y. Och villkoret 2 är ju alltid uppfyllt (av kvantiteter vars värden är naturliga tal. I detta fall är villkoret 2 t.o.m. uppfyllt genom programavsnittets egen försorg. Ty tack vare villkoret x>y i repetitionsblocket kommer x enbart att kunna tilldelas positiva värden av x x-y. Och på motsvarande sätt kommer y enbart att kunna tilldelas ickenegativa värden. Således kommer x+y enbart att kunna tilldelas positiva värden. Slutsats: slingan stannar (ifall den körs igång.