WikiDer > Логика разделения - Википедия

В Информатика, логика разделения^[1] является продолжением Логика Хоара, способ рассуждать о программах. Джон С. Рейнольдс, Питер О'Хирн, Самин Иштиак и Хонгсок Ян,^[1][2][3][4] опираясь на ранние работы Род Берстолл.^[5] Язык утверждений логики разделения - это частный случай логика сгруппированных выводов (BI).^[6] В обзорной статье CACM, написанной О'Хирном, показаны изменения в данной теме до начала 2019 года.^[7]

Обзор

Логика разделения облегчает рассуждение о:

• программы, которые манипулируют структурами данных указателей, включая скрытие информации при наличии указателей;
• «передача права собственности» (избегание семантической рамки аксиомы); и
• виртуальное разделение (модульное мышление) между параллельными модулями.

Логика разделения поддерживает развивающуюся область исследований, описанную Питер О'Хирн и другие как местная аргументация, при этом в спецификациях и доказательствах программного компонента упоминается только часть памяти, используемая компонентом, а не все глобальное состояние системы. Приложения включают автоматизированные проверка программы (где алгоритм проверяет правильность другого алгоритма) и автоматически распараллеливание программного обеспечения.

Утверждения: операторы и семантика

Утверждения логики разделения описывают «состояния», состоящие из хранить и куча, примерно соответствующее состоянию местный (или выделенный стеком) переменные и динамически распределяемый объекты в распространенных языках программирования, таких как C и Ява. Склад ${ displaystyle s}$ это функция отображение переменных в значения. Куча ${ displaystyle h}$ это частичная функция отображение адресов памяти в значения. Две кучи ${ displaystyle h}$ и ${ displaystyle h '}$ находятся непересекающийся (обозначено ${ displaystyle h , bot , h '}$), если их домены не перекрываются (т. е. для каждого адреса памяти ${ displaystyle ell}$, по крайней мере, один из ${ Displaystyle ч ( ell)}$ и ${ displaystyle h '( ell)}$ не определено).

Логика позволяет обосновывать суждения вида ${ displaystyle s, h models P}$, куда ${ displaystyle s}$ это магазин, ${ displaystyle h}$ это куча, и ${ displaystyle P}$ является утверждение над данным магазином и кучей. Утверждения логики разделения (обозначенные как ${ displaystyle P}$, ${ displaystyle Q}$, ${ displaystyle R}$) содержат стандартные булевы связки и, кроме того, ${ Displaystyle mathbf {е} mathbf {m} mathbf {p}}$, ${ displaystyle e mapsto e '}$, ${ Displaystyle P ast Q}$, и ${ Displaystyle P {- ! ! ast} , Q}$, куда ${ displaystyle e}$ и ${ displaystyle e '}$ выражения.

• Постоянная ${ Displaystyle mathbf {е} mathbf {m} mathbf {p}}$ утверждает, что куча пустой, т.е. ${ displaystyle s, h models mathbf {e} mathbf {m} mathbf {p}}$ когда ${ displaystyle h}$ не определено для всех адресов.
• Бинарный оператор ${ displaystyle mapsto}$ принимает адрес и значение и утверждает, что куча определена ровно в одном месте, сопоставляя данный адрес с заданным значением. Т.е., ${ displaystyle s, h models e mapsto e '}$ когда ${ displaystyle h ([! [e] !] _ {s}) = [! [e '] !] _ {s}}$ (куда ${ Displaystyle [! [е] !] _ {s}}$ обозначает значение выражения ${ displaystyle e}$ оценивается в магазине ${ displaystyle s}$) и ${ displaystyle h}$ в противном случае не определено.
• Бинарный оператор ${ displaystyle ast}$ (произносится звезда или же разделительный союз) утверждает, что кучу можно разделить на две непересекающийся части, в которых справедливы два его аргумента, соответственно. Т.е., ${ displaystyle s, h models P ast Q}$ когда есть ${ displaystyle h_ {1}, h_ {2}}$ такой, что ${ displaystyle h_ {1} , bot , h_ {2}}$ и ${ displaystyle h = h_ {1} чашка h_ {2}}$ и ${ displaystyle s, h_ {1} models P}$ и ${ displaystyle s, h_ {2} models Q}$.
• Бинарный оператор ${ displaystyle - ! ! ast}$ (произносится Волшебная палочка или же разделяющее значение) утверждает, что расширение кучи непересекающейся частью, удовлетворяющей своему первому аргументу, приводит к получению кучи, удовлетворяющей второму аргументу. Т.е. ${ displaystyle s, h models P - ! ! ast , Q}$ когда для каждой кучи ${ displaystyle h ', bot , h}$ такой, что ${ displaystyle s, h ' models P}$, также ${ displaystyle s, h cup h ' models Q}$ держит.

Операторы ${ displaystyle ast}$ и ${ displaystyle - ! ! ast}$ разделяют некоторые свойства с классическими соединение и значение операторы. Их можно комбинировать, используя правило вывода, подобное modus ponens

${ displaystyle { frac {s, h models P ast (P - ! ! ast , Q)} {s, h models Q}}}$

и они образуют примыкание, т.е. ${ displaystyle s, h cup h ' models P ast Q Rightarrow R}$ если и только если ${ displaystyle s, h models P Rightarrow Q - ! ! ast , R}$ за ${ displaystyle h , bot , h '}$; точнее, сопряженные операторы ${ Displaystyle _ ast Q}$ и ${ Displaystyle Q - ! ! ast , _}$.

Рассуждения о программах: тройки и правила доказательства

В логике разделения тройки Хоара имеют несколько иное значение, чем в Логика Хоара. Тройка ${ Displaystyle {П } С {Q }}$ утверждает, что если программа ${ displaystyle C}$ выполняется из начального состояния, удовлетворяющего предварительному условию ${ displaystyle P}$ тогда программа будет не ошибись (например, иметь неопределенное поведение), и если оно завершается, то конечное состояние будет удовлетворять постусловию ${ displaystyle Q}$. По сути, при его исполнении ${ displaystyle C}$ может иметь доступ только к ячейкам памяти, существование которых заявлено в предварительном условии или которые были выделены ${ displaystyle C}$ сам.

Помимо стандартных правил от Логика Хоара, логика разделения поддерживает следующее очень важное правило:

${ displaystyle { frac { {P } C {Q }} { {P ast R } C {Q ast R }}} ~ { mathsf {mod} } (C) cap { mathsf {fv}} (R) = emptyset}$

Это известно как фрейм правило (назван в честь проблема с рамой) и допускает локальные рассуждения. В нем говорится, что программа, которая безопасно выполняется в небольшом состоянии (удовлетворяющем ${ displaystyle P}$), также может выполняться в любом более крупном состоянии (удовлетворяющем ${ Displaystyle P ast R}$) и что его выполнение не повлияет на дополнительную часть состояния (и так ${ displaystyle R}$ останется истинным в постусловии). Дополнительное условие обеспечивает это, указывая, что ни одна из переменных, измененных ${ displaystyle C}$ происходить бесплатно в ${ displaystyle R}$, т.е. ни один из них не входит в набор 'свободная переменная' ${ displaystyle { mathsf {fv}}}$ из ${ displaystyle R}$.

Обмен

Логика разделения приводит к простым доказательствам манипулирования указателями для структур данных, которые демонстрируют регулярные шаблоны совместного использования, которые можно описать просто с помощью разделяющих союзов; примеры включают односвязные и двусвязные списки и разновидности деревьев. Графы, группы DAG и другие структуры данных с более общим общим доступом сложнее как для формального, так и для неформального доказательства. Тем не менее, логика разделения успешно применялась к рассуждениям о программах с общим разделением.

В своей статье POPL'01^[3] О'Хирн и Иштиак объяснили, как соединяется волшебная палочка. ${ displaystyle {- ! ! *}}$ можно было бы использовать для рассуждения при наличии совместного использования, по крайней мере, в принципе.

${ Displaystyle {(х mapsto -) ast ((х mapsto 42) {- ! ! *} P) } [x] = 42 {P }}$

мы получаем самое слабое предварительное условие для оператора, который изменяет кучу в местоположении ${ displaystyle x}$, и это работает для любого постусловия, а не только для того, которое аккуратно выложено с помощью разделяющего союза. Эта идея была значительно продвинута Янгом, который использовал ${ displaystyle {- ! ! *}}$ предоставить локальные рассуждения о мутациях в классическом Алгоритм разметки графа Шорра-Уэйта.^[8] Наконец, одна из последних работ в этом направлении - это работа Хобора и Вилларда.^[9] кто нанимает не только ${ displaystyle {- ! ! *}}$ но также связующее ${ Displaystyle чашка , ! ! ! ! ! *}$который по-разному называли перекрывающимся соединением или сепиш,^[10] и которые можно использовать для описания перекрывающихся структур данных: ${ Displaystyle P чашка ! ! ! ! ! * Q}$ держит кучу ${ displaystyle h}$ когда${ displaystyle P}$ и ${ displaystyle Q}$ придерживаться кучи ${ displaystyle h_ {P}}$ и ${ displaystyle h_ {Q}}$ чей союз ${ displaystyle h}$, но которые, возможно, имеют непустую часть ${ displaystyle h_ {P} cap h_ {Q}}$ в общем. Абстрактно, ${ Displaystyle P чашка ! ! ! ! ! * Q}$ можно рассматривать как версию соединительного элемента слияния логика релевантности.

Логика параллельного разделения

Логика параллельного разделения (CSL), версия логики разделения для параллельных программ, была первоначально предложена Питер О'Хирн,^[11]используя правило доказательства

${ Displaystyle { frac { {P_ {1} } C_ {1} {Q_ {1} } quad {P_ {2} } C_ {2} {Q_ {2} }} { {P_ {1} * P_ {2} } C_ {1} parallel C_ {2} {Q_ {1} * Q_ {2} }}}}$

что позволяет независимо рассуждать о потоках, обращающихся к отдельному хранилищу. Правила доказательства О'Хирна адаптировали ранний подход Тони Хоар к рассуждениям о параллелизме,^[12]замена использования ограничений области действия для обеспечения разделения рассуждением в логике разделения. В дополнение к расширению подхода Хоара для применения в присутствии указателей, выделенных из кучи, О'Хирн показал, как логика параллельного разделения может отслеживать динамическую передачу владения частями кучи между процессами; примеры в статье включают буфер передачи указателя и менеджер памяти.

Модель для параллельной логики разделения была впервые представлена ​​Стивеном Бруксом в статье, сопутствующей О'Хирну.^[13] Обоснованность логики была трудной проблемой, и на самом деле контрпример Джона Рейнольдса показал несостоятельность более ранней, неопубликованной версии логики; вопрос, поднятый примером Рейнольдса, кратко описан в статье О'Хирна и более подробно в статье Брукса.

Сначала казалось, что CSL хорошо подходит для того, что Дейкстра назвал слабо связанными процессами,^[14] но, возможно, не к мелкозернистым параллельным алгоритмам со значительными помехами. Однако постепенно стало понятно, что базовый подход CSL оказывается значительно более мощным, чем предполагалось вначале, если использовать нестандартные модели логических связок и даже троек Хоара.

Была предложена абстрактная версия логики разделения, которая работает для троек Хоара, где предусловия и постусловия представляют собой формулы, интерпретируемые над произвольным частичным коммутативным моноидом вместо конкретной модели кучи.^[15] Позже, путем подходящего выбора коммутативного моноида, было неожиданно обнаружено, что правила доказательства абстрактных версий логики параллельного разделения могут быть использованы для рассуждений о вмешательстве в параллельные процессы, например, путем кодирования техники надежной гарантии, которая первоначально была предложена для обоснования о вмешательстве;^[16] в этой работе элементы модели рассматривались не как ресурсы, а скорее как «представления» о состоянии программы, а нестандартная интерпретация троек Хоара сопровождает нестандартное прочтение предусловий и постусловий. Наконец, принципы CSL-стиля имеют был использован для составления рассуждений об историях программ, а не о состояниях программ, чтобы предоставить модульные методы для рассуждений о мелкозернистых параллельных алгоритмах.^[17]

Версии CSL были включены во многие интерактивные и полуавтоматические (или «промежуточные») инструменты проверки, как описано в следующем разделе. Особенно значительные усилия по проверке прилагаются к упомянутому там ядру μC / OS-II. Но, хотя шаги были сделаны,^[18] на данный момент рассуждения в стиле CSL включены в сравнительно небольшое количество инструментов в категорию автоматического анализа программ (и ни один из них не упоминается в следующем разделе).

О'Хирн и Брукс - соучредители премии 2016 г. Премия Гёделя за изобретение логики параллельного разделения.^[19]

Инструменты проверки и анализа программ

Инструменты для рассуждений о программах варьируются от полностью автоматических инструментов анализа программ, не требующих ввода данных пользователем, до интерактивных инструментов, в которых человек принимает непосредственное участие в процессе проверки. Было разработано много таких инструментов; следующий список включает несколько представителей в каждой категории.

• Автоматический анализ программ. Эти инструменты обычно ищут ограниченные классы ошибок (например, ошибки безопасности памяти) или пытаются доказать их отсутствие, но не могут доказать полную корректность.
  • Текущий пример: Facebook Infer, инструмент статического анализа для Java, C и Цель-C на основе логики разделения и двойного похищения.^[20] По состоянию на 2015 год Infer обнаруживал и исправлял сотни ошибок в месяц перед отправкой в ​​мобильные приложения Facebook.^[21]
  • Другие примеры включают SpaceInvader (один из первых анализаторов SL), Хищник (который выиграл несколько проверочных соревнований), MemCAD (который сочетает в себе форму и числовые свойства) и SLAyer (из Microsoft Research, основное внимание уделяется структурам данных в драйверах устройств)
• Интерактивное доказательство. Доказательства были выполнены с использованием вложений логики разделения в интерактивные средства доказательства теорем, такие как Помощник доказательства Coq и HOL (помощник проверки). По сравнению с анализом программ, эти инструменты требуют больших человеческих усилий, но обладают более глубокими свойствами, вплоть до функциональной корректности.
  • Доказательство файловой системы FSCQ^[22] где спецификация включает поведение при сбоях, а также нормальную работу. Эта работа получила награду за лучшую работу на Симпозиуме по принципам операционных систем 2015 года.
  • Проверка большого фрагмента Ржавчина система типов и некоторые из ее стандартных библиотек в Проект RustBelt с использованием Ирис структура для логики разделения в Помощник доказательства Coq.
  • Проверка реализации OpenSSL алгоритма криптографической аутентификации,^[23] использование проверяемый C
  • Верификация ключевых модулей коммерческого ядра ОС, ядра μC / OS-II, первый коммерческий упреждающий ядро должно быть проверено.^[24]
  • Другие примеры включают У не^[25] библиотека для Помощник доказательства Coq; то Холфут встраивание Smallfoot в HOL; Детализированная логика параллельного разделения, и Коренная порода (библиотека Coq для низкоуровневого программирования).
• Между. Многие инструменты требуют большего вмешательства пользователя, чем анализ программы, поскольку они ожидают, что пользователь введет утверждения, такие как предварительные / последующие спецификации для функций или инварианты цикла, но после того, как этот ввод предоставлен, они пытаются быть полностью или почти полностью автоматическими; Этот способ проверки восходит к классическим работам 1970-х годов, таким как верификатор Дж. Кинга и Стэнфордский верификатор Паскаля. Этот стиль верификатора недавно получил название автоматическая активная проверка, термин, который предназначен для обозначения способа взаимодействия с проверяющим через цикл проверки утверждений, аналогично взаимодействию между программистом и средством проверки типов.
  • Самый первый верификатор логики разделения, Смолфут, находился в этой промежуточной категории. Он требовал, чтобы пользователь вводил спецификации до и после, инварианты цикла и инварианты ресурсов для блокировок. Он представил метод символического исполнения, а также автоматический способ вывода аксиом фрейма. Смоллфут включил логику параллельного разделения.
  • SmallfootRG это средство проверки сочетания логики разделения и классического метода проверки / гарантии для параллельных программ.
  • Куча хоп реализует логику разделения для передачи сообщений, следуя идеям в Singularity (операционная система).
  • Verifast - это продвинутый текущий инструмент в промежуточной категории. Он продемонстрировал разнообразные доказательства, от объектно-ориентированных шаблонов до алгоритмов с высокой степенью параллелизма и системных программ.
  • В Язык программирования Mezzo и Типы асинхронного отделения жидкости включить идеи, связанные с CSL, в систему типов для языка программирования. Идея включения разделения в систему типов уже упоминалась ранее в Типы псевдонимов и Синтаксический контроль интерференции.

Различие между интерактивными и промежуточными верификаторами не является резким. Например, Bedrock стремится к высокой степени автоматизации в том, что он называет в основном автоматической проверкой, где Verifast иногда требует аннотаций, которые напоминают тактики (небольшие программы), используемые в интерактивных верификаторах.

Рекомендации