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QDDC到符号自动机翻译:非确定性与确定性接受器的应用
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更新于2024-06-17
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本文主要探讨了量化离散持续时间演算QDDC的符号自动机翻译及其在模型检查中的应用。QDDC是一种特殊的时态逻辑,旨在描述具有离散和连续成分的系统行为。作者Laure Gonnord、Nicolas Halbwachs和Pascal Raymond合作,将P. Pandya提出的QDDC理论转化为一种形式,即使用带有计数器的符号接受器,这种接受器基于同步编程语言Lustre编写。 翻译过程中,他们强调了QDDC中的关键结构对非确定性接受器的需求,因为这些结构可以通过有限数量的计数器得以实现和表达。通过这种方式,他们能够将QDDC的逻辑片段有效地识别和转换成符号自动机的形式,这有助于利用现有的模型检查器和抽象解释器来验证QDDC所表述的属性。 然而,他们的研究还涉及了一个更严格的子集,其中仅需要确定性接受器。这是因为在某些情况下,确定性策略可能更为适合,特别是在处理实际程序验证时,非确定性可能会引入额外的复杂性和不确定性。 该工作的目标不仅是提升时态逻辑可判定性的理解,还在于将理论上的概念转化为实践工具,使得程序验证更加有效和精确。通过将QDDC与同步观测器(即接受器)相结合,他们提供了一种方法来分析程序的动态行为,从而确保其符合指定的时间约束和逻辑条件。 这篇论文贡献了将量化离散持续时间演算QDDC的理论框架与实际程序验证技术相结合的新视角,这对于理解和设计复杂系统的实时行为验证具有重要意义。通过将QDDC模型转换为符号自动机,并利用同步编程语言和模型检查器,研究人员能够更高效地分析程序的正确性和性能。
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6
L. Gonnord
等人
/
理论计算机科学电子笔记
153
(
2006
)
3
我
1
1
2 1 21
C
-
0
个
1 2
D
1
→
D
2
和
<
$
D的语义是通常的。一个区间满足
[
P
|
如果它被还原为满
足
P
的状态,则区间满足
[[
P
|如果它的所有状态(除了最后一 个)都满足
P
;
一个区间满足η op c
,
如果它的长度
η满足op与c的关系
;
如果满足P
的
状态数满足特定关系,则区间满足Popc
;
如果其每个状态σ
i
可以改变为仅在p值上不同的状态σ
J
,
则区间σ
[
b
,
e
]
满
足
D
;
最后,区间σ
[b
,
e ]
满足D
sa
t
i
s ss
D
-
D
2
如果它可以分成两个区间(共享一个连接状态),
分别满足
D1
和
D2
。
最后,一个有限序列
σ
=
σ
0
σ
1
...σ
n
满足公式
D
(注
σ |= D)当且仅当σ [0
,
n]|= D.
派生运算符:
像往常一样,提出了一些有用的导出算子:
•
逻辑布尔运算符:true,false,fax,.
def
·
[[P||中文(
简
体)
|[P|
(区间右闭)
•
Q
D
def
•
QD<$$>Q <$D(总是D)
•
P
→
c
P
d
ef
<$
Q
((
[[
P
||
∧
η
≥
c
)
-
[
¬
P
]
0
)(
whenev
er
P
ha
s
b
een
co
n
t
inu-
在c步骤中,
P2
为真)。
这个逻辑在
[18]
中被证明是可判定的。在这里,由于我们
•
常数c在诸如ηopc、
η
Popc、
P1
→
P2
等
•
通过参数上的条件来扩展这些命题(例如,
c1
≥
c2
)。
3
符号自动机
我们的目标是定义公式的符号接受者。符号受体是符号自动机的特殊情
况,我们现在精确地定义了它
σ
[
b
,
e
]
|
=
[P
|
0
我
的
b
=
e和σ
b
|= P
σ
[
b
,
e
]
|
=
[[P|
我
的
b< e和σ i
,
b ≤ i< e
,
σ
i
|= P
σ [b
,
e]|= η op c
我
的
(e-b)
执行部分
c
σ
[
b
,
e
]|=
P op c
我
的
卡
{
i
|
b
≤
i <e
,
σ
i
|=
P
}
操作
c
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