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Übersicht 1. Einführung in den Software-Entwurfsprozess
2. Anforderungsspezifikation mit Zustandsmaschinen 3. Anforderungsspezifikation mit Linearer Temporaler Logik 4. Automatenbasiertes Model Checking 5. Die Modellierungssprache Promela und der SPIN Model Checker 6. Effizienzsteigernde Massnahmen 7. Anwendungsbeispiele von SPIN Model Checking 8. Eine visuelle Entwicklungsumgebung für Promela/Spin 9. Verwandte, semi-formale Modellierungsmethoden Entwurf von Telekommunikationssystemen

Promela Protocol (oder Process) Meta Language SPIN Model Checker
Simulation und Validation von Promela Modellen XSPIN: Graphisches Interface zu SPIN Entwickelt von Gerard Holzmann, Bell Laboratories Web Site Zugang zu Software Open Source C Code Benutzt gcc, Tcl/Tk, dotty Compilierbar unter Solaris und Linux Windows Binaries verfügbar Dokumentation und Literaturverweise [Holzmann 91] [Holzmann 95] [Holzmann 97] Entwurf von Telekommunikationssystemen

Promela Ziel Modellierungssprache für Kommunikationsprotokolle
“A model represents and abstraction that contains only those aspects of a design that are relevant to the properties one is interested in proving.” “A model contains things that are typically not part of an implementation” (siehe [Holzmann 95]) Wurzeln im Protocol Engineering, aber in jüngerer Vergangenheit verstärkt Anwendungen auch in anderen Gebieten Diverse Kommunikationsprotokolle Steuerungssoftware für Sturmwehr für den Hafen von Rotterdam Philips HiFi Kontrollsystem Bosch/Blaupunkt CAM Protokol NASA PathFinder JAVA Code und Bytecode Model Checking Flugkontroll-Logik Telekommunikations-Dienste (PathStar, Distributed Feature Composition) Entwurf von Telekommunikationssystemen

Promela Sprachdefinition
Objekte nebenläufige Prozesse (proctype) Variablen über endlichen Domänenbereichen Nachrichtenkanäle endlicher Länge Wichtig: alle Objekte müssen deklariert werden, bevor sie benutzt werden können Scope Prozesse: immer global Variablen und Kanäle: global oder lokal für einen Prozess Entwurf von Telekommunikationssystemen

Prozesse init{ printf(“it works\n”) } init: instanziiert einen Prozess printf: eingebaute Funktion Prozess-Abstraktion proctype my_x (byte x) { printf("my x is: %d\n", x) init run my_x (0); run my_x (1) Entwurf von Telekommunikationssystemen

Instanziierung nur einer Prozessinstanz zur Anfangszeit des Systems proctype my_x (byte x) { printf("my x is: %d\n", x) } active proctype main() run my_x (0); run my_x (1) Mehrere Instanzen eines Prozesses active [2] proctype my_x() printf("my _pid is: %d\n", _pid) Entwurf von Telekommunikationssystemen

Ausführungssemantik Guarded-command Sprache (à la Dijkstra) begin loop g1 -> s1 g2 -> s2 … gn -> sn end loop Mehr als ein Guard ist wahr? Wie implementiert man sequentielle Ausführung? In Promela: eine Anweisung ist immer entweder auführbar, oder blockiert in sequentieller Programmiersprache while a not = b do od; entspricht in Promela (a == b); oder (a == b)-> Entwurf von Telekommunikationssystemen

Ausführungsbedingungen Bedingung: wenn Bedingung wahr ist Zuweisung, printf: immer run: falls eine neue Prozessinstanz generiert werden kann (Laufzeitbeschränkung auf 256 Prozessinstanzen) Lesen von einem asynchronen Kanal: wann immer eine Nachricht des erwarteten Typs am Kopf der Warteschlange angelangt ist Schreiben in einen asynchronen Kanal: immer bei nicht vollem Kanal bei vollem Kanal parametrisiert, abhängig von blocking/non-blocking Semantik für vollen Kanal Lesen/empfangen von einem synchronen Kanal: wann immer der Synchronisationspartner zu einem Handshake bereit ist Mehr als eine auführbare Anweisung zu einem gegebenen Zeitpunkt Bei Simulation entscheidet Laufzeit-Scheduler zufällig über die Auswahl Es wird zu jedem Zeitpunkt nur eine Anweisung ausgeführt (Interleaving Semantik) Entwurf von Telekommunikationssystemen

Kontrollfluss-Beispiele Fallentscheidung if :: (a != b) -> option1 :: (a = b) -> option2 fi; blockiert, bis zumindest eine der auf ein :: folgenden Anweisungen auführbar ist zufällige Auswahl bei mehr als einer ausführbaren Anweisung spezieller Guard else kann genau einmal pro if .. fi als erster Teil einer Anweisung verwendet werden, else ist genau dann wahr, wenn alle anderen guards nicht wahr sind Schleife (undendliche Wiederholung) do :: (count != 0) -> :: count = count + 1 :: count = count - 1 fi :: else -> break od wie if .. fi unendliche Wiederholung bis break oder goto Entwurf von Telekommunikationssystemen

Sprünge proctype Euclid (int x, y) { do :: (x > y) -> x = x-y :: (x < y) -> y = y-x :: else -> goto done od done: skip } Entwurf von Telekommunikationssystemen

Datentypen Typ Bereich bit oder bool {0, 1} byte short -2 .. 2-1 int -2 .. 2-1 Deklarationen type name = expression type name [constant] = expression expression: default [constant]: Deklaration eines Array Entwurf von Telekommunikationssystemen

Petersen's Mutual Exclusion bool turn, flag[2]; byte ncrit; active [2] proctype user() { assert(_pid == 0 || _pid == 1); again: flag[_pid] = 1; turn = _pid; (flag[1 - _pid] == 0 || turn == 1 - _pid); ncrit++; assert(ncrit == 1); /* critical section */ ncrit--; flag[_pid] = 0; goto again } Entwurf von Telekommunikationssystemen

Datenstrukturen typedef Field { short f = 3; byte g } typedef Msg { byte a[3]; int fld1; Field fld2; bit b }; Msg message; … message.a[2] = message.fld2.f + 12 proctype me (Msg z) {…} run me(message) Entwurf von Telekommunikationssystemen

Mehrdimensionale Arrays typedef Array { byte el[4] }; Array a[4]; … a[i].el[j] Ausdrücke alle Ausdrücke müssen frei von Seiteneffekten sein (keine Zuweisungen zu Variablen beinhalten) bedingter Ausdruck (expr1 -> expr2 : expr3) kann in Zuweisungen benutzt werden Entwurf von Telekommunikationssystemen

Nachrichtenkanäle beliebige, endliche Anzahl von eindirektionalen Kanälen Nachrichtentypen mtype{ack, req, done, alert} wird übersetzt in Byte-Werte 1, 2, 3, 4 endliche Kapazität, bekannt zur Zeit der Übersetzung chan qname = [16] of {mtype, byte, bool} oder chan qname = [16] of {byte, byte, bool} #define QUSIZE … chan qname = [QUSIZE] of {mtype, byte, bool} senden/empfangen qname!expr1,expr2,expr3 qname?var1,var2,var3 Ausführbarkeit? Entwurf von Telekommunikationssystemen

Kommunikationsprimitive Typen von Kommunikationsanweisungen nicht-blockierend: die Ausführung verzögert nie den aufrufenden Prozess blockierend: andernfalls Wann sind Sende- bzw. Empfangsanweisungen blockierend oder nicht-blockierend? Asynchrone Nachrichtenübermittlung: Puffer mit unbeschränkter Speicherkapazität (Sender kann dem Empfänger eine unbeschränkte Anzahl von Schritten überholen) Sender nie blockiert Synchrone Nachrichtenübermittlung: keine Pufferung, Sendeprimitiv blockiert bis Empfänger zum Empfang bereit Gepufferte Nachrichtenübermittlung: Puffer mit beschränkter, endlicher Kapazität Sender blockiert bei vollem Puffer Sender blockiert nicht bei vollem Puffer (Nachrichtenverlust) In Promela? Siehe auch [Andrews and Schneider, Kap. 4.2] Entwurf von Telekommunikationssystemen

Kommunikationsprimitive Selektives Empfangen: Match der ersten Komponente einer empfangenen Nachricht qname?cons1, var2, cons3 empfangener Wert muss mit dem Wert der lokal definierten Konstante übereinstimmen qname?mtype1, var2, cons3 empfangener Nachrichtentyp muss mit dem lokal definierten Nachrichtentyp übereinstimmen Abfage der derzeitigen Länge eines Kanals len(qname) empty(qname) full(qname) Feststellung des Kopfelements eines Kanals nur möglich für asynchrone Kanäle syntaktisch nicht zulässig: ((a -> b) && qname?msg0) -> … zulässige Variante ((a -> b) && qname?[msg0]) -> qname?msg0; … Entwurf von Telekommunikationssystemen

Kommunikationsprimitive Schutz gegen senden in vollen Kanal !full(qname) -> qname!msg0 Synchrone Kommunikation (Rendezvous) mtype = {req} chan port = [0] of {mtype} active proctype sender() {port!req; port!req} active proctype receiver() {port?req} Verhalten von... chan port = [1] of {mtype} chan port = [10] of {mtype} ? Entwurf von Telekommunikationssystemen

Atomizität zusammengestzter Anweisungen Probleme bei qname?[msg0] -> qname?msg0 !full(qname) -> qname!msg0 Lösung: atomic atomic {qname?[msg0] -> qname?msg0} atomic {!full(qname) -> qname!msg0} atomic { /*swap a and b */ tmp = b; b = a; a = tmp } Semantische Bedingungen Anweisungen innerhalb atomic können nichtdeterministisch sein Blockieren einer Anweisung -> Atomizität unterbrochen Wenn Kontrolle zu dem unterbrochenen Prozess zurückkehrt, dann wird Atomizität von dem Unterbrechungspunkt an wieder hergestellt Synchrone Kommunikation -> Atomizität geht auf den Empfänger über, falls dieser innerhalb atomic empfängt, Rückkehr möglich Effizientere Variante: d_step, muss deterministisch sein Entwurf von Telekommunikationssystemen

Nebenläufige Initialisierung von Prozessen init { atomic {run user(s_to_u, u_to_s); run server(u_to_s, s_to_u)} } Prozedurale Abstraktion: inline inline recv(cur_msg, cur_ack, lst_msg, lst_ack) { do :: receiver?cur_msg -> sender!cur_ack; break /* accept */ :: receiver?lst_msg -> sender!lst_ack od; active proctype Receiver() :: recv(msg1, ack1, msg0, ack0); recv(msg0, ack0, msg1, ack1) od Entwurf von Telekommunikationssystemen

Beispiel: AB-Protokoll ([Holzmann 00]) mtype = { msg0, msg1, ack0, ack1 }; chan sender = [1] of { mtype }; chan receiver = [1] of { mtype }; inline phase(msg, good_ack, bad_ack) { do :: sender?good_ack -> break :: sender?bad_ack :: timeout -> if :: receiver!msg; :: skip /* lose message */ fi; od } inline recv(cur_msg, cur_ack, lst_msg, lst_ack) :: receiver?cur_msg -> sender!cur_ack; break /* accept */ :: receiver?lst_msg -> sender!lst_ack od;} active proctype Sender() { do :: phase(msg1, ack1, ack0); phase(msg0, ack0, ack1) od} active proctype Receiver() :: recv(msg1, ack1, msg0, ack0); recv(msg0, ack0, msg1, ack1) Entwurf von Telekommunikationssystemen

Timeout Keine Echtzeit in Promela timeout -> … timeout wird ausführbar, wenn in dem gesamten Modell keine einzige Anweisung ausführbar ist (Beendigung von deadlock Zuständen) proctype watchdog () { do :: timeout -> guard!reset od } Escape Sequenz { P } unless { E } (P und E sind beliebige Promela Fragmente) Semantik der erste Guard von E wird nach jeder Anweisung in P auf Ausführbarkeit evaluiert P wird terminiert, sobald E ausführbar wird, und E wird dann sofort ausgeführt E wird übersprungen, falls es nie auführbar wird Entwurf von Telekommunikationssystemen

Abschliessende Bemerkungen Lediglich Prozess-Rekursion, Gefahr des Stack-Überlaufs Lediglich inline als prozedurale Abstraktion, entspricht syntaktischer Ersetzung Promela kennt keine Umgebung, alle Modelle repräsentieren geschlossene Systeme SDL-artige Zustandsmaschinen können zur Dokumentation von Promela Modellen verwendet werden (siehe [Holzmann 91], aber SDL und Promela haben sehr unterschiedliche Semantik Entwurf von Telekommunikationssystemen

Semantik Wann erfüllt …
ein Zustand s eines Promela Programms eine LTL Formel f? Interpretation eines Promela-Modells als ein Zustandstransitionssystem Asynchrone Kombination von CEFSMs Bildung des asynchronen Produktes der Komponenten-CEFSMs (siehe z.B. Semantik à la [Brand and Zafiropulo]) Ansatz zur Definition einer formalen Semantik in [Natarajan und Holzmann] basierend auf Precondition/Effect Paaren Skizze zur Ableitung eines Zustands-Transitionssystems für eine nebenläufige, asynchrone Progammiersprache siehe [Clarke, Grumberg and Peled, Kapitel 2] Entwurf von Telekommunikationssystemen

Kontrollzustandsprädikate
Spezifikation von Eigenschaften eines Promela Programms Zustandsprädikte: sind für einzelne Zustände gültig “ein Prozess befindet sich im kritischen Abschnitt” Transitionsprädikate: sind für Paare von Zuständen gültig “der Zustand q’ des Kanals nach dem Senden von x ist gleich x konkateniert mit dem Zustand q des Kanals vor senden von x” Zustandsmarkierungen Bei der Spezifikation von Zustandsprädikaten kann es sehr hilfreich sein, auf Kontrollzustände von Promela Programmen verweisen zu können Sei S eine Anweisung in einem nebenläufigen Programm P, dann ist (, i)  at_S gültig, falls sich die Kontrolle von P in s vor der Ausführung von S befindet in Promela: Anweisungen können mit Markierungen versehen werden Entwurf von Telekommunikationssystemen

mtype { p, v}; chan sema = [0] of { mtype }; active proctype Dijkstra() { byte count = 1; do :: (count == 1) -> sema!p; count++ :: (count == 0) -> sema?v; count-- od } active [3] proctype user() { do :: enter: sema?p; /* enter critical section */ crit: skip; /* critical section */ sema!v; /* leave critical section */ od} Beispiele (at_crit  count = 1) at_enter Konkrete Promela/SPIN Syntax später Entwurf von Telekommunikationssystemen

mtype { p, v}; chan sema = [0] of { mtype }; active proctype Dijkstra() { byte count = 1; do :: (count == 1) -> sema!p; count++ :: (count == 0) -> sema?v; count-- od } active [3] proctype user() { do :: enter: sema?p; /* enter critical section */ crit: skip; /* critical section */ sema!v; /* leave critical section */ od} Kontrollzustandsprädikat after after_S gültig in dem Zustand direkt nach Ausführung von S enter: sema?p; crit: skip; after_enter  at_crit wird nicht direkt von Promela unterstützt Entwurf von Telekommunikationssystemen

at und after in sequentiellen Programmsegmenten S; S after_S  at_S in verzweigenden Programmsegmenten (hier jetzt Unterscheidung zwischen Anweisung i und der korrespondierenden Markierung L) L: G -> atomic{S; goto L} after_ L  at_L in in_L nur sinnvoll für Anweisungen, die Teilanweisungen enthalten In Promela at, after, in nicht direkt unterstützt müssen durch Kontrollzustandsmarkierungen simuliert werden at am leichtesten emulierbar Entwurf von Telekommunikationssystemen

Eigenschaftsspezifikation in Promela
Deadlock Das System befindet sich in einem globalen Systemzustand, in dem keine Transition auführungsbereit ist. Typischerweise: "deadly embrace" proctype P1 (fromP2, proctype P2 (fromP1, toP2) toP1) {… {… fromP2?a; fromP1?b; … … toP2!b; toP1!a; } } Analyse statisch: Suche nach Zyklen im Nachrichten- und Kontrollflussgraphen Zustandsmaschine: Suche nach allen globalen Systemzuständen, die keinen Nachfolgezustand haben Sicherheit / Lebendigkeit? Entwurf von Telekommunikationssystemen

Livelock Das System befindet sich in einer zyklischen Aufsührungsfolge, ohne sichtbaren Fortschritt zu machen Definition, was "Fortschritt" heisst Unerwünschte Terminierung Das System terminiert in einem unerwünschten Endzustand Kanäle nicht leer? Mitten im Prozessverhalten? Entwurf von Telekommunikationssystemen

Correctness Claims (Korrektheitsbehauptungen) in Promela assert(conditional_expression) Semantik: immer ausführbare Anweisung Ausführung des Systems bricht mit einer "assertion violation" ab, wenn die conditional_expression bei Ausführung der assert Anweisung falsch ist assert(x != 0); b == n / x; Entwurf von Telekommunikationssystemen

Globale Invariante mittels assert: #define p 0 #define v 1 chan sema = [0] of { bit }; proctype dijkstra() { do :: sema!p -> sema?v od } byte count; proctype user() { sema?p; count = count+1; skip; /* critical section */ count = count-1; sema!v; skip /* non-critical section */ } proctype monitor() { assert(count == 0 || count == 1) } init { atomic { run dijkstra(); run monitor(); run user(); run user(); run user() }} Entwurf von Telekommunikationssystemen

End State Labels (Endzustandsmarkierungen) Terminierung kann auch für Reaktive Systeme gewollt sein Voranstellung von "end" vor den Namen einer Zustandsmarkierung bedeutet, dass das Promela-Modell in diesem lokalen Zustand terminieren darf Wenn das Modell terminiert, und sich alle proctype Instanzen in einem "end"-Zustand befinden, dann befindet sich das Modell in einem erlaubten Terminierungszustand, andernfalls "invalid end state" Ausführungsparameter (SPIN): alle Kanäle müssen leer sein, oder nicht active proctype Dijkstra() { byte count = 1; enddijkstra: do :: (count == 1) -> sema!p; count = 0 :: (count == 0) -> sema?v; count = 1 od } Entwurf von Telekommunikationssystemen

Progress State Labels (Fortschrittsmarkierungen) Prozesse können sich in Endlosschleifen bewegen, ohne jemals für den Benutzer beobachtbaren Fortschritt zu erzielen Voranstellung von progress vor den Namen einer Zustandsmarkierung bedeutet, dass jede zyklische Auführungsfolge des Promela Modells durch mindestens einen lokalen Fortschrittszustand führen muss, andernfalls "non-progress-cycle" mtype { p, v}; chan sema = [0] of { mtype } active proctype Dijkstra() { byte count = 1; end: do :: (count == 1) -> progressdijkstra: sema!p; count = 0 :: (count == 0) -> sema?v; count = 1 od } active [3] proctype user() { do :: sema?p; /* enter critical section */ crit: skip; /* critical section */ sema!v; /* leave critical section */ od} Entwurf von Telekommunikationssystemen

Temporal oder Never Claims (Niemals-Behauptungen) Möglichkeit, temporale Korrektheitseigenschaften direkt als Büchi-Automaten zu Beschreiben Promela Modell und Never Claim werden als synchrones Produkt ausgeführt Beispiel: p soll nie unendlich lange wahr sein Negation: p ist irgendwann immer wahr accept: Büchi Akzeptierungbedingung Never claim kann beliebige, Seiteneffekt-freie Ausdrücke beinhalten Auch erlaubt: end, progress, assert Programmierung von never claims praktisch recht schwierig, daher häufig bietet SPIN eine LTL -> never claim Übersetzung never{ do :: skip /* true */ :: p -> break /* p */ od; accept: do :: p /* p */ od } Entwurf von Telekommunikationssystemen

LTL nach never claim Konvertierung /* * Formula As Typed: [] (t1 -> <> c1) * The Never Claim Below Corresponds * To The Negated Formula !([] (t1 -> <> c1)) * (formalizing violations of the original) */ never { /* !([] (t1 -> <> c1)) */ T0_init: if :: (1) -> goto T0_init :: (! ((c1)) && (t1)) -> goto accept_S4 fi; accept_S4: :: (! ((c1))) -> goto T0_S4 T0_S4: :: (! ((c1))) -> goto accept_S4 accept_all: skip } Entwurf von Telekommunikationssystemen

Bibliographische Referenzen
[Andrews and Schneider] G. Andrews and F. Schneider, Concepts and Notations for Concurrent Programming, Computing Surveys, Vol. 15, No. 1, March 1983 [Clarke, Grumberg and Peled] E. Clarke, O. Grumberg and D. Peled, Model Checking, MIT Press, Cambridge, 1999 [Holzmann 91] G. Holzmann, Design and Validation of Computer Protocols, Prentice-Hall, 1991 [Holzmann 93] Tutorial: Design and Validation of Protocols, Computer Networks and ISDN Systems, Vol. 25, No. 9, pp , 1993 [Holzmann 95] G. Holzmann, The Verification of Concurrent Systems, unpublished manuscript, AT&T Inc., 1995 [Holzmann 97] G. Holzmann, The Model Checker SPIN, IEEE Transactions on Software Engineering, Vol. 23, No. 5, May 1997 [Holzmann 00] G. Holzmann, personal communication, 2000. [Natarajan and Holzmann] V. Natarajan and G. Holzmann, Outline for an Operational-Semantics Definition for PROMELA, in: J.-C. Grégoire, G. Holzmann and D. Peled (eds.), The SPIN Verification System - Proceedings of the Second Workshop on the SPIN Verification System, DIMACS Series in Discrete Mathematics and Theoretical Computer Science, Vol. 32, AMS, (Postscript available) Entwurf von Telekommunikationssystemen

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