Terminierung und Deadlocks Enkhbat Daginaa Betreuerin Prof. Heike Wehrheim Totale Korrektheit.

Präsentation zum Thema: "Terminierung und Deadlocks Enkhbat Daginaa Betreuerin Prof. Heike Wehrheim Totale Korrektheit."—  Präsentation transkript:

1 Terminierung und Deadlocks Enkhbat Daginaa Betreuerin Prof. Heike Wehrheim Totale Korrektheit

2 1/21 Übersicht Einleitung await – Statement Totale Korrektheit Deadlocks Terminierung

3 2/21 Einleitung Warum ist Programmverifikation so wichtig?

4 2/21 Einleitung Warum ist Programmverifikation so wichtig? – Zuverlässigkeit der Software – Erstellung der Dokumentation einfacher – Kompatibilität besser überprüfbar

5 3/21 Einleitung 1969 Hoare axiomatische Methode für sequentielle Programme 1976 Owicki und Gries erweiterten Hoares Methode für parallele Programme

6 3/21 Einleitung 1969 Hoare axiomatische Methode für sequentielle Programme 1976 Owicki und Gries erweiterten Hoares Methode für parallele Programme -Nicht nur partielle Korrektheit -Sondern auch die anderen Eigenschaften (z.B. Deadlockfreiheit, gegenseitiger Ausschluss)

7 4/21 await - Statement Formal: await B then S end await wird für die Synchronisation von Prozessen verwendet. B true => S atomar (unteilbar) ausgeführt werden B false => S blockiert und andere Komponenten können ausgeführt werden.

8 5/21 Totale Korrektheit {p} S {q} heißt partiell korrekt, wenn jede terminierende Berechnung von S, die in einem p- Zustand startet, in einem q-Zustand terminiert. {p} S {q} heißt total korrekt, wenn jede Berechnung von S, die in einem p-Zustand startet, terminiert und ihren Endzustand q erfüllt.

9 6/21 Totale Korrektheit Um totale Korrektheit von Parallelen Programmen zu zeigen, müssen wir 1. Deadlockfreiheit 2. Divergenzfreiheit beweisen.

10 7/21 Beispiel Beispielprogramm für Deadlock: x := 1; y := 2; await (x=2) then y := 1; // await (y=1) then x := 2;

11 8/21 Deadlock: Def: Ein Programm S mit Beweisskizze {p} S {q} ist deadlockfrei, falls es keinen Zustand x gibt (der p erfüllt), von dem aus S in einen Deadlock geraten kann.

12 8/21 Deadlock Def: Ein Programm S mit Beweisskizze {p} S {q} ist deadlockfrei, falls es keinen Zustand x gibt (der p erfüllt), von dem aus S in einen Deadlock geraten kann. d.h. Es liegt ein noch nicht terminiertes Programm/Teilprogramm vor, das keinen Schritt weiter ausführen kann.

13 9/21 Deadlock Methode von Owicki und Gries: 1. Zähle alle potentiellen Deadlocks auf. 2. Zeige, dass keiner dieser potentiellen Deadlocks eintreten kann.

14 9/21 Deadlock Methode von Owicki und Gries: 1. Zähle alle potentiellen Deadlocks auf. 2. Zeige, dass keiner dieser potentiellen Deadlocks eintreten kann. Wenn keiner der potentiellen Deadlocks eintreten kann, tritt somit kein echter Deadlock ein => Das Programm ist Deadlock-Frei

15 10/21 Deadlock Def: Sei ein paralleles Programm (i) heißt potenzieller Deadlock von S, falls die folgenden zwei Bedingungen erfüllt sind: - Für jedes i ist entweder eine await- Anweisung in oder die leere Anweisung E, für die Terminierung von steht. - Es gibt ein i, so dass eine await-Anweisung in ist.

16 11/21 Deadlock (ii) Gegeben seien interferenz-freie Standard Beweisskizzen i {1,…,n}, für schwache totale Korrektheit. Zu jedem potentiellen Deadlock gibt es ein Tupel von Zusicherungen: falls await B then S end, falls

17 11/21 Deadlock (ii) Gegeben seien interferenz-freie Standard Beweisskizzen i {1,…,n}, für schwache totale Korrektheit. Zu jedem potentiellen Deadlock gibt es ein Tupel von Zusicherungen: falls await B then S end, falls Keine potentiellen Deadlocks können eintreten.

18 12/21 Deadlock Parallelismus mit Deadlock-Freiheit: (1) Die Standard-Beweisskizzen für schwache totale Korrektheit sind interferenzfrei. (2) Für jeden potentiellen Deadlock von erfüllt das zugehörige Tupel von Zusicherungen die Formel

19 13/21 Beispiel: {x=0} await x = 1 then skip end // x:=1 {x=1}

20 13/21 Beispiel: {x=0} await x = 1 then skip end // x:=1 {x=1} {x=0 x=1} await x=1 then skip end {x=1} und {x=0} x:=1 {x=1}.

21 13/21 Beispiel: {x=0} await x = 1 then skip end // x:=1 {x=1} {x=0 x=1} await x=1 then skip end {x=1} und {x=0} x:=1 {x=1}. Potentielle Deadlock: (await x=1 then skip end, E).

22 13/21 Beispiel: {x=0} await x = 1 then skip end // x:=1 {x=1} {x=0 x=1} await x=1 then skip end {x=1} und {x=0} x:=1 {x=1}. Potentielle Deadlock : (await x=1 then skip end, E). Als Zusicherung: ((x=0 x=1) x 1, x=1)

23 14/21 Divergenz Eine Berechnung von S divergiert, falls sie unendlich ist. S kann von x aus divergieren, falls es eine unendliche Berechnung von S gibt, die in x startet.

24 15/21 Terminierung Um die Terminierung für totale Korrektheit zu zeigen, reicht while - Schleife von partielle Korrektheit nicht aus. Hierbei gilt die Nachbedingung allerdings nur, wenn die Schleife verlassen wird, wenn sie also terminiert.

25 16/21 Terminierung while-Schleife:

26 16/21 Terminierung while-Schleife: -Diese Schleifenregel ist korrekt für sequentielle Programme. -Aber Parallele Programme können gegenseitig beeinflussen.

27 17/21 Terminierung Zur zeigen: t nimmt auf jedem möglichen Pfad durch den Schleifenrumpf S abnimmt.

28 17/21 Terminierung Zur zeigen: t nimmt auf jedem möglichen Pfad durch den Schleifenrumpf S abnimmt. Unter einem Pfad versteht man eine möglicherweise leere Folge von normalen Wertzuweisung und atomaren Bereichen.

29 18/23 Terminierung Neue Schleifenregel: 1) ist eine Standart-Beweisskizze, 2) für jede normale Wertzuweisung und jeden atomaren Bereich T in S, 3) für jeden Pfad gibt es eine normale Wertzuweisung oder einen atomaren Bereich T in mit 4)

30 19/21 Terminierung Zusätzlich müssen wir Interferenzfreiheit für totale Korrektheit zeigen: Interferenzfreiheit für partielle Korrektheit + t nimmt nicht zu.

31 20/21 Beispiel S1: while (x>0) do y := 0; if (y=0) x := x-1; else y := 0 od S2: while (x>0) do y := 1; if (y=1) x := x-1; else y := 1 od

32 21/21 Zusammenfassung totale Korrektheit = partielle Korrektheit + garantierte Terminierung. Deadlockfreiheit und Divergenzfreiheit Aber es gibt auch Programme, die nicht unbedingt terminiert werden müssen.