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理论计算机科学电子笔记235(2009)35-53www.elsevier.com/locate/entcs基于事件的Web电子交易史蒂夫·巴克1部伦敦大学国王英国伦敦,WC2R 2LS吉尔·洛文2信息系统部,皇家汉普郡医院,Romsey Road,温彻斯特,英国,SO225DG摘要我们解决的问题,定义的政策,可用于客户端演员的请求进行评估,在基于Web的电子交易的过程中,执行由服务器代理的电子合作社的资源上的行动。 电子合作社是网络空间中的一组代理人,或与其他代理商合作以满足客户的行动请求。 我们对此的主要贡献关键的问题是正式界定一个以事件为导向的模式,根据这个模式,可订明政策,以协助确保在透过网上进行电子交易的过程中,只会进行合法形式的客户行动。我们称之为面向事件的基于Web的电子交易(EWE)模型。根据EWE模型定义的策略用于指定客户端参与者可以执行的一组操作,作为客户端具有特定状态的结果。我们使用逻辑编程语言定义EWE模型,并给出基于Web的电子交易政策表示,验证和评估的示例保留字:网络应用程序、电子交易、政策、逻辑规范。1介绍基于网络的主要应用之一是电子贸易。对于这样的应用程序,客户端与Web服务的交互需要正式指定复杂的策略规范,以定义合法的交互形式。为此,需要有概念模型,根据这些模型可以具体说明基于网络的电子贸易政策。在本文中,我们描述了一个这样的模型,我们展示了如何基于Web的电子交易政策可能会正式指定在这个模型。 这些政策可能是 在实践中用于管理基于Web的电子交易,其中(预先认证的)客户端代理请求由一种类型的虚拟组织执行操作1电子邮件:steve. kcl.ac.uk2电子邮件:gillian. hotmail.co.uk1571-0661/© 2009 Elsevier B. V.根据CC BY-NC-ND许可证开放访问。doi:10.1016/j.entcs.2009.03.00436S. Barker,G.Lowen/Electronic Notes in Theoretical Computer Science 235(2009)35我CICCIC我们称之为电子合作社。非正式地说,电子合作社是存在于网络空间的服务器代理人的集合,它们可以单独或合作采取行动,以满足客户电子合作社执行商业规则。对于通过Web有效地参与电子交易的组织,需要在一个高层次的一级语言,它:允许为验证目的对属性的策略进行证明,允许自主地对电子交易策略进行更改,并允许高效地处理客户请求。 为了满足这些要求, 我们使用逻辑语言来定义基于网络的电子交易的模式和政策。逻辑语言允许策略属性被指定,并且证明理论原理使这些属性能够被验证;操作语义存在于关于以逻辑语言表达的策略规范的有效请求评估中。在我们定义的模型中,代表了服务器代理的意图和授权。此外,服务器代理决定是否采取行动来满足客户端的请求将取决于客户端的状态。为了满足这些需求,我们提出了一种新型的电子交易模型,我们称之为面向事件的基于Web的电子交易(EWE)模型; EWE策略可以在EWE模型中指定,用于控制通过Web进行电子交易的客户端代理操作在EWE模型中,合作的协调代理通过考虑客户端的归属状态(例如,将客户端分配给角色)以及与客户端有关的事件的描述。允许的操作取决于服务器代理单独或协作操作的模式。当一个电子合作社的服务器代理单独行动,以满足客户端的请求,那么我们说,服务器代理的行为模式;当一个服务器代理必须与其他服务器代理在电子合作社,以满足客户端的请求(与每个服务器代理的贡献,以满足该请求),那么我们说,服务器代理的行为模式(参见。[17])。之间的区别服务器代理的-模式和-模式动作激发了对共享Meta策略的需要,该共享元策略确定服务器代理如何单独地或协作地动作以服务客户机代理请求以及到什么程度。 因此,群体的概念 Ethos使用。在-模式的情况下,客户端代理对要执行的动作的请求可以由电子合作细分的服务器代理来满足。 请求并满足原始请求的一部分。 我们称之为请求切片。为了使客户端的操作在 - 模式或 -mode操作必须与团队精神保持一致。 据我们所知,EWE模型是第一个正式的电子交易模型,它结合了个人和集体行动,这些行动是在元理论,群体精神方面具体化的尽管迄今为止相对受到忽视,但电子合作社及其所采用的政策将在互联网和语义网技术的范围内被例行用于电子贸易。 作为一个电子合作社,一组服务器代理可以如果他们能够共享资源,他们可以选择响应客户的请求,出于商业原因,服务器代理的集合可以决定协作以组合它们各自的优势。S. Barker,G.Lowen/Electronic Notes in Theoretical Computer Science 235(2009)3537←←≤≤本文的其余部分按以下方式组织。在第2节中,我们描述了一些形式的矩阵。在第3节中,我们更详细地描述了电子合作社,并非正式地描述了我们的EWE模型。在第4节中,我们给出了定义EWE模型的逻辑公理。在第5节中,我们描述了特定于应用的非逻辑公理,并讨论了它们在EWE策略制定中的应用。在第6节中,我们描述了我们的方法的实现。在第七节中,我们讨论了相关的文献。 在第8节中,得出结论并建议进一步的工作。2正式任命在本节中,我们将描述基于身份的逻辑程序(IBLP)。 IBLP是逻辑程序的一种注释形式,它允许分布式信息源在制定基于网络的电子贸易政策方面有具体规定。IBLP基于普通逻辑程序的语法变体定义2.1一个正规子句是一个形式为(m≥0,n≥ 0)的公式:A ← A1,. . .,Am,而不是Am+1,..., 不是Am+n。正规逻辑程序是一组正规子句。在定义2.1中,子句的首字母A和每个Ai(1i m+n)都是原子。在条款的主体中,A1,. . .,Am,而不是Am+1,. . .,而不是Am+n,原子A1,...,Am被称为“正文字”,而不是A m +1,...,not Am+n是“负文字”;not表示阴性失效。具有空主体的子句(即,A)是一个事实。在下文中,我们通常在写事实时省略箭头,把A写成A。术语规则是指具有非空主体的子句。子句主体中的文字也称为“条件”。我们用大写字母开头的符号表示子句中的变量;用小写字母开头的符号表示常量在IBLP中,子句主体中的每个原子都用一个可唯一识别的模块,可以存储在任何文件服务器上。统一资源标识符(URI)为引用IBLP提供唯一的全局标识定义2.2基于识别的条款是以下形式的公式:A← A11,. . . ,Amm,not Am+1m+1,..., 不是Am+nm+n(m ≥ 0,n ≥ 0).其中头部A和每个Ai(1≤i≤m+n)是原子,并且每个Ai(1≤i≤m + n)是原子,m+n)是R中的URI。 IBLP是基于标识的子句的有限集合。非正式地说,可以这样来描述语义。 设δ是一个映射δ:R −→ {P1,.,其中R是URI的集合,并且其中每个Pi(1 ≤i≤n)这是一个IBLP。条件Aii为真(可证明)iAi为真(可证明),38S. Barker,G.Lowen/Electronic Notes in Theoretical Computer Science 235(2009)35⇐⇐⇐⇐⇐⇐←⇐≤≤∪ ···∪RR⇐ ⇐⇐⇐⇐⇐{− ×}联系我们对于IBLPδ(i),而不是Aii是真的(可证明的)iAi对于δ(i)不是真的(在有限时间内不可证明的)我们将在下面通过从IBLP到正常逻辑程序的转换使这种非正式语义更加精确但是请注意,注释A是i具有操作意义和逻辑意义:每当查询评估尝试执行A i当A是IBLPδ(π)中子句的首时,我们说原子A在π中局部定义。 如果主体中出现Ai或非Ai形式 如果是δ()中的子句,则模注释可以省略:Ai则代表Ai(而not Ai代表not Ai)。请注意,格式为A A的子句IBLP中的δ(i)定义A,其局部定义为δ(φj)。在操作上,A在Bai中的执行调用A在Bai中的执行。数字的标准比较运算符=、=、<>、和算术运算符+、、、假设所有IBLP都在本地定义。 我们也 在子句中允许形式为AX而不是AX的条件,其中X是范围在URI的(有限)域上的变量。条件A的含义X(不是A)X)在IBLP子句的主体中是A X(不是A)X)为真当且仅当A可从δ(i)δ ( ikj)证明(不可证明),其中每个ik(i kj)标识一个IBLP,并且ik可以替换X。我们要求IBLP中的每个子句c都满足允许条件,即:c中的每个变量必须出现在c的主体中的正文字中。此外,每当评估A X或非A X条件时,X的替换必须存在。定义2.3设R是URI的有限集合,P1,...,Pn是IBLP。IBLP配置是对(R,δ),其中δ是映射δ:R −→ {P1,., Pn}。为了简化符号,在本文的剩余部分,我们将在上下文允许的情况下为IBLPδ(i)写i,并且我们将写i:=Pi来表示IBLP配置将URIi分配给IBLPPi,即i:=Pi是δ(i)=defPi的简写。在我们的示例中,URI集合通常在上下文中是显而易见的接下来,我们通过将IBLP简化为正常逻辑程序来定义IBLP的声明性语义。这种归约通过替换原子p(t1,...,tk)被原子p:n(t1,...,tk),其中p:k是通过连接p和k构造的新谓词符号。当P是一个IBLP时,它被定义为:当δ(φi)=P时,我们把由上述归约得到的正规逻辑程序PJ写成Δφ i。定义2.4设(,δ)是一个IBLP配置,设i是一个URI, . Δ tai表示通过替 换 形式p(t1,..., tk)在IBLP δ(i)中由原子p:(t1,., tk)。令R ={R1,...,{\fn方正黑体简体\fs18\b1\bord1\shad1\3cH2F2F2F}.(R,δ)的约简,记作Δ(R,δ),是标准逻辑程序Δ 1··Δn。这种转换将IBLP简化为普通逻辑程序;因此,我们可以采用普通逻辑程序的任何标准语义作为声明式S. Barker,G.Lowen/Electronic Notes in Theoretical Computer Science 235(2009)3539|IBLP的语义。在本文中,我们将使用稳定模型语义[3](也称为“答案集”)。 IBLP的稳定模型将根据它所转换的正常逻辑程序的稳定模型定义2.5设(R,δ)是IBLP构形。M是(R,δ)的基于标识(identificationbased,IB)的稳定模型,i ∈M是正常逻辑程序Δ(R,δ)的稳定模型。令R ={R1,...,n}和n∈ R. 基础原子的集合美里 =def{p(c1,.,(ck)|p:n(c1,...,ck)∈ M}是一个基于识别(IB)的稳定模型,在配置(R,δ)中,我们写M| = nip(c1,.,ck)当p:ki(c1,.,ck)∈M. 满足关系= i以通常的方式从原子扩展到公式。我们有时会省略下标i,因为它在上下文中是显而易见的。在本文中,我们限制注意IBLP的分层配置。定 义 2.6 设 ( R , δ ) 是 IBLP 配 置 , 且 R ={R1 , . , {\fn 方 正 黑 体 简 体\fs18\b1\bord1\shad1\3cH2F2F2F}. (R,δ)是分层的,即,[3]的依赖图是无环的。对IBLP的分层配置的语法限制保证:稳定模型[3]是唯一的。此外,IBLP的操作语义的可靠性将与分层逻辑程序相同,并且在没有系统相关故障的情况下保持3非正式律师在本节中,我们将非正式地讨论EWE模型的关键特性3.1电子合作社我们首先描述了一个电子合作社的架构。对于我们假设的电子合作社类型,所有的请求都是由一个预先认证的请求者(客户端代理)发送给电子合作社的一个协调代理。电子合作社通常包括多个服务器代理。 假设所有客户端和服务器代理都是唯一标识的。 客户端代理和服务器代理的集合是不相交的。 协调员既不是电子合作社的服务器代理,也不是电子合作社的客户端。协调器的主要作用是间接管理客户端和电子合作服务器之间的所有交互(电子合作服务器代理不直接相互通信或与客户端通信)。协调员还管理电子合作社服务器代理成员资格以及对在集团范围内行为不规范的服务器代理实施制裁等事项。总的来说,我们今后为电子合作社设想的简单结构可以这样说明40S. Barker,G.Lowen/Electronic Notes in Theoretical Computer Science 235(2009)35ICC我我ICCIC我... CJ\sC(3(3秒)sk.SL在这里,ci,...,cj是客户端,C是协调器,sk,.,S1是电子合作社的服务器代理。双箭头表示客户端代理和协调器之间以及服务器代理和协调器之间的通信是双向的。(其他网络拓扑显然也是可能的。典型的交互将涉及客户端c向协调器请求要执行的动作;然后协调器将请求广播到允许cS中的每个服务器代理向C发送它将为c执行的可选的、预期的、授权的、授权的动作(在-mode和-mode中)。协调器C继而将这些选项传达给c。 如果c希望提交一个建议的选项ω,那么c将请求C提交(原子地)一个事务来执行ω。重要的是要注意,电子合作社的服务器代理也可以是其自己的电子合作社的协调员。因此,可以不受限制地将多个电子合作社联系起来,从而可以自然地呈现复杂的电子合作社网络3.2权限为了代表客户端进行操作,服务器代理s必须具有单独(在模式中)或合作(在模式中)进行操作的意图。 电子合作社的代理人s必须采取行动的意图往往取决于s是否在采取行动在I模式或C模式中(例如, 对于购买行为,代理s在I模式中允许的购买的最小值可以小于s在C模式中允许的除了声明其意图之外,每个电子合作服务器代理将指定其自己的行动授权。也就是说,除了愿意执行所需的动作之外,服务器代理s还必须表达其(当前)的动作能力,以便s参与满足c当在模式中操作时,s必须能够通过单独操作完全满足客户的请求. 相反,当在模式下工作时,代理s与其他服务器代理一起工作。 以满足客户 当然,s可以被授权在C模式下满足客户端的请求,当它不能满足I模式下的客户端请求,但反之亦然,即,I模式的满足意味着C模式的满足,但不是相反。一个e-合作服务器代理s,它有执行一个动作的意图被授权为客户c执行a的a必须指定当s在模式中操作时,以及当s在模式中操作时,c是否应被允许执行a。-mode. 为此,计算客户端的状态级别。 的情况下- 模式授权,单个电子合作服务器代理S将确定C是否具有执行所请求的动作的状态。 相反,在模式中,所有服务器代理s1,., 合作满足C请求的SN必须同意C具有S. Barker,G.Lowen/Electronic Notes in Theoretical Computer Science 235(2009)3541≤≤ICC我我Si(1 i n)要求C具有的状态,以便执行C所请求的任何动作。意图策略和授权策略的指定与客户端c的状态的组合用于定义一组三元组(c,a,r),其指定服务器代理s允许客户端代理c选择在资源r上执行动作a。3.3集团精神在EWE模型中,许可必须与电子合作社的团体精神相一致.群体精神决定了服务器代理人在电子合作社的背景下可以行使什么权力。我们描述了一种简单形式的群体精神,这样一个电子合作服务器代理s的行为,以满足来自客户端c的请求完全在符合S的意图、授权和授权的情况下,由S如果s有采取行动的意图并且授权c执行所请求的行动,但是s没有被授权采取行动,则s将请求电子合作社的其他服务器代理帮助满足c因此,电子合作社的每个服务器代理将在可能的情况下在模式中动作,否则在模式中动作。尽管简单,但这种群体精神与理性选择框架内定义的前瞻理性概念是一致的。尽管如此,我们还是将这种精神称为最大化个人主义满足原则,即:如果e-合作服务器代理s打算并且能够完全满足客户端c对于要执行的动作的请求,该请求是s为c授权的,则s将在AN模式容量(即,私人地,自私地)服从于任何对-模式动作的约束(相反,s具有合作地动作的最小承诺)。否则,s确定它可以满足c的请求的最大程度,并且将向e-合作社的其他服务器代理请求关于如何满足c的请求的剩余部分的帮助。在这种情况下,模式情况s邀请e-合作社的服务器代理参与联合活动以满足c的请求。所有的服务器代理都必须尊重最大化个人满意度原则,即共享的群体精神。当然,其他形式的群体精神也是可能的(例如,以允许群体竞争);这些替代方案是不同民族精神的基础,然而,这些民族精神可以在我们的框架中自然地表示3.4事件事件的概念在我们的方法中是最重要的。 的重要性事件概念的重要性通过它们在语言学和知识表示中的广泛使用而得到强调(例如,动词名词化)。事件为表示变化提供了一个类别上同质的基础,这是我们EWE模型的我们把事件解释为在某一时刻发生的事情。我们对时间采取一维的、线性的、离散的观点,只有起点,没有终点. 也就是说,我们选择的时间模型是同构于自然数的时间点的全序。在接下来的讨论中,我们代表了42S. Barker,G.Lowen/Electronic Notes in Theoretical Computer Science 235(2009)35一以YYYY MMDD格式表示的自然数。 我们假设时间是双向的,以便主动和事后的变化可能会代表EWE的政策要求,过去,现在和未来的时间可以用来作出决定,由客户端代理的电子交易请求EWE策略条件通常需要根据从系统时钟中提取的当前时间来指定。为此,我们使用辅助谓词current time/1,它给出系统时钟时间,并具有固定的解释,如果T = now,则current time(T)= true,否则为false。现在的情况是,在[9]中定义4EWE模型:逻辑公理在本节中,我们正式定义了EWE模型。 我们首先描述一些我们在公式化中使用的字母表中的关键常数集EWE模式和EWE政策。 具体而言,单个电子合作社Γ将根据字母表来定义,其中包括:• 客户标识符的可数集合C,对于Γ,c,c0,c1,.• 客户端状态级别l、l0、l1、.• 一个单例集{γ},其中γ是Γ的协调器的唯一标识符• 一个可数集S的标识符s,s0,s1,. 的服务器代理。• 一组 可计数的命名原子动作。动作是表示感兴趣的世界中的任意复杂度的动作的字符串,例如, 买卖供应租用...• 资源标识符的可数集合R,r,r0,r1,.• 时间点的可数集合T,t,t0,t1,.• 事件标识符的可数集合E,e,e0,e1,.更正式地说,一个e-合作的r是一个树,协调器γ作为根元素,服务器代理s1,.,sn,它们是γ的后代,并且是Γ的子树的叶节点或根。在后一种情况下,si(1≤i≤n)既是Γ的服务器代理,也是e-协作ΓJ(Γ= ΓJ)的协调器。 也请注意,根据前面的讨论,我们有C S = 对于Γ,γ/∈ C和γ接下来,我们将EWE模型定义为逻辑理论;此后,我们将EWE理论一词用于任何根据EWE模型定义的逻辑理论实例。EWE理论是用一组有限的IBLP规则来表达的。从前面的讨论中,应该清楚的是,EWE理论由四个子理论组成:PER子理论是电子合作协调器用来定义客户端代理允许的操作集的规则集,INT是一个理论, EMP是一种逻辑理论,它规定了服务器代理的行为授权(在I模式或C模式下),AUT H是S. Barker,G.Lowen/Electronic Notes in Theoretical Computer Science 235(2009)3543C我C我我我∈ SCC每我{}4.1PER理论在电子合作社的协调器站点维护的子理论由以下规则组成permission(C,A,R)← agent(S),sla(C,L),i permission(L,A,R,S).permission(C,A,R)← agent(S),sla(C,L),cpermission(L,A,R,S). i permission(L,A,R,S)← iempowered(L,A,R)← Ei,i intent(L,A,R)Ii,i authorized(L,A,R)Ai.c permission(L,A,R,S)<$c empowered(L,A,R)<$Ec,c intent(L,A,R)<$Ic,cauthorized(L,A,R)<$Ac.权限/3的含义是,如果客户端c被分配了状态l(如sla/2所定义,其中sla是状态级别分配的缩写)和电子合作社的一些服务器代理(在- 模式)或某些(有限)子集 s1,...,SnE-合作的服务器代理的集合(在-模式中动作)指定具有L状态的客户端具有对R执行动作A的选项。i权限子句用于指定客户端c对资源r执行a操作的请求由e-协作服务器代理s满足。代理在模式中,如果对于C是其中之一的L级客户端,S具有在模式中对资源R执行动作A的意图,则S被授权在模式中对R执行动作A,并且S授权C在模式中执行动作A c权限子句指定客户端c对资源r执行a动作的请求由e-合作服务器代理s满足,如果对于c的状态级别分配l,s具有对资源r执行动作a的意图,在-mode中,s被授权在-mode中对r执行动作a,并且s授权执行所4.2事件表达式在EWE模型中,客户端可以执行的操作将部分取决于请求者代理与电子合作社进行的交易。事务通过一组特定于应用程序的安全事件描述(SED)来表示。3定义4.1安全事件描述是描述事件的基2位假设的有限集合,由ei,i∈N标识,并且包括三个必要事实和n个非必要事实(n≥0)。 证券中的必要事实3在本文中,我们将注意力限制在简单形式的安全事件描述上;然而,更复杂形式的SED是可能的 ,例如,事件持续时间。44S. Barker,G.Lowen/Electronic Notes in Theoretical Computer Science 235(2009)35}{事件描述事件描述是必须出现在事件描述中的事实; SED中的所有其他事实都是不必要的。SED中的三个必要事实及其预期含义是如下(其中MOD(EWE)表示EWE理论的IB稳定模型):• 国防部(EWE)|= happens(ei,tj),事件ei在时间tj发生。• 国防部(EWE)|= act(ei,al),事件ei涉及动作al。• 国防部(EWE)|= agent(ei,cm),事件ei涉及客户端代理cm。从以上讨论可以得出,SED中的发生(ei,tj)、动作(ei,al)和代理(ei,cm)事实用于表示在客户端代理cm执行的动作al的时间tj处发生的ei。例4.2考虑SED,=happens(e1,20080612); agent(e1,bob); act(e1,buying); object(e1,widget); colour(e1,green); amount(e1,1000)。图中的事实描述了发生在2008年6月12日的事件e1,涉及代理Bob购买1000个绿色小部件。数量(e1,1000)、对象(e1,widget)和颜色(e1,green)事实在XML中是不必要的事实。从上面的讨论可以看出,我们将事件视为通过构成SED的谓词集进行结构化和描述的。我们并不认为社会经济发展包括- 使用形容词或状语修饰语,我们假设所有不同命名的行为,代理人,对象等分别表示不同的行为,代理人,对象。我们的SED元素的二进制表示是由Davidson在事件语义学上的工作所激发的因此,我们称一组有限的SED {101,...,历史。回想一下,在EWE模型中,客户端代理的状态用于确定客户端可以执行的操作。在这一点上,公理集Λ用于指定客户端代理到状态级别的分配; Λ旨在捕获以下形式的推理:如果事件E1发生在比当前时间T更早的时间T1,并且导致C对L的分配的开始, 并 且由 于 事 件E2 发 生在 间 隔 [T1 , T ] 中 的时 间 T2 , 导 致C 对 状态级别L的分配被终止,因此该分配在T之前还没有结束,则客户端代理C当前被分配状态级别L。为了捕捉所需的推理形式,Λ包括以下公理Λ1和Λ2,它们定义了谓词sla/2和结束sla/4:⟨Λ1 ⟩ sla(C,L)←当前时间(T),代理(E1,C),发生(E1,T 1),act(E1,A),T1 ≤T,sla init(E1,C,A,L,T 1,T),未结束sla(C,L,T 1,T)。Λ2结尾sla(C,L,T1,T)←agent(E2,C),happens(E2,T 2),act(E2,A),s aterm(E2,C,A,L,T1,T),T1 ≤ T2,T2 ≤ T.S. Barker,G.Lowen/Electronic Notes in Theoretical Computer Science 235(2009)3545公理Λ1和Λ2是EWE模型的核心公理集的一部分。还请注意,我们在Λ1的定义中使用act(E1,A)、agent(E1,C)和happens(E1,T1)是基于我们对事件的概念,见定义4.1,并强调我们认为客户agentC在时间T1执行的actA是描述事件E1的必要事实Λ1和Λ2中的谓词slainit/6和slaterm/6指定客户端代理C执行的操作如何影响代理对代理的动作历史的描述是EWE策略的制定的特定于应用的组件的一部分。每个sla init(E1,C,A,L,T 1,T)定义表示,根据在时间T时系统中保存的信息,表示在时间T1时C的动作A的事件E启动从T1开始的一段时间,在此期间C被分配状态级别L。sla term(E2,C,A,L,T 1,T)的每个定义表示事件E2,表示客户端C在时间T的动作A,终止自T1起C被分配状态级别L根据(SED的)历史和定义状态发起和终止的规则,客户端的状态可以由电子集体的协调器确定。 此状态用于决定客户端代理能够根据EWE规范执行哪些操作,该EWE规范定义了电子集合的EWE策略5EWE模型:非逻辑公理在本节中,我们将描述由电子合作社中的各个Web服务器维护的非逻辑公理。我们描述了一个运行的例子方面的不同的规则集。这个例子基于一个简单的电子合作形式,有四个Web服务器代理,分别标识为s1、s2、s3和s4。我们做了一个简化的假设,即客户代理人感兴趣的唯一资源是一个部分关系,感兴趣的唯一行为是购买行为。电子合作社的每个服务器代理,为了满足客户在我们的示例中,部件关系具有结构部件(X1,X2,X3),其中X1的范围在部件名称的域上,X2在颜色域(部件)上的范围,X3是有色部件的数量。当然,关系可能比第3部分复杂得多,而且在实践中通常会涉及更多的关系和动作,但这些额外的复杂性不会引起任何特殊问题。 作为进一步的简化,减少谓词的数量, 在我们的示例策略中,我们忽略了满足允许性和范围限制条件的问题。 我们在本节中描述的EWE策略的简单示例是以阐述为主要动机的。给定EWE策略规范,客户端c0可以请求形式许可(c0,buy,part(p,c,q))。在这种情况下,c的请求是知道它是否被允许购买q单位的p部分着色的在接收到c046S. Barker,G.Lowen/Electronic Notes in Theoretical Computer Science 235(2009)35CINT.ICINTINTIntent(L,buy,part(X,Y,Z)).IINT5.1INT理论意图理论,对于服务器代理s,根据s愿意代表L级客户端在资源r上参与的动作a来定义s的意图(如果有的话i intent(L,A,R)← C1i意图1i,.,Cmi埃亨岛c intent(L,A,R)← C1c意图1c,.,Cmcnc.每个i intent(c intent)子句指定,如果条件 C1i 满 足 i,.,Cmini(C1c1c,.,Cmcnc)满意。例5.1考虑以下针对电子合作服务器代理s 1、s 2、s 3和s 4的意图理论集合,使得这些意图理论分别被标识为INT s 1、INT s 2、INT s 3和INT s 4:INTs1:=最小意图(L,bu y,pa rt(X,Y,Z))←Z>1000。INTs2:=INTs4[001 pdf 1st-31files]意图(L,bu y,pa rt(wid get,green,Z))←Z≤1000, L>l2。免疫学意图(L,bu y,pa rt(wid get,red,Z))←Z≥50。IN Ts3:=,iintent(l0,A,R).:= i intent(L,A,R)←当前时间(T),T ≥20080601。c意图(L,A,R)←当前时间(T),T ≥ 20081001。这里,INT s1是电子合作服务器代理s1满足任何客户端的请求以执行以I模式或C模式购买的行为的意图的具体化,条件是订单的总大小(在后一种情况下)大于1000个单位。S2表达了S2单独行动以满足来自具有大于L2状态的任何客户的购买请求的意图,如果该请求是针对少于1000个绿色小部件的; C2也愿意以C模式行动以满足来自具有任何状态L的客户的销售价值大于50个单位的红色小部件的请求。s3表示s3愿意无限制地满足对任何资源的任何操作,但仅在-mode,并且仅适用于具有l 0状态的客户端。 最后,s4规定,s4愿意在2008年6月1日开始交易后立即满足状态为L的客户对任何资源的任何行为请求,并将在开始交易后四个月内采取行动。S. Barker,G.Lowen/Electronic Notes in Theoretical Computer Science 235(2009)3547C/C≤≤≤ ≤{}∈⇐ ⇐ ⇐⇐EMP关于我们--EMP INT5.1.1EMP理论除了INT理论之外,电子合作社的每个服务器代理都将维护自己的EMP理论。EMP理论是一组规则的形式:i empowered(L,A,R)<$C1i授权1i,.,克米恩岛c empowered(L,A,R)← C1c授权1c,.,Cmcnc.每个i授权(c授权)子句指定s被授权在I模式(C模式)中对客户端c的资源r执行a动作,如果条件C1i的合取满足i ,., Cmini(C1c1c , . ,Cmcnc)满意。在没有定义i empowered(c empowered)的情况下,s不被授权在I模式(C模式)下为任何客户端对r执行动作a对于EMP理论,重要的是认识到,在C模式评估的情况下,Cjc(1J(m)条件以下列方式表示:许可(permission)。 这其中的原因应该注意:在案件中,在模式评估中,C的评估涉及E-合作社的服务器代理S请求E-合作社(或另一个E-合作社,如果E-集体γ的服务器代理也是E-集体γ j的协调者,γ=γJ)中的其他代理的协作,以满足代表客户端C关于资源r执行A动作的请求。因此,c授权子句的主体中的c许可条件是递归调用,其生成将与s协作以满足c对r执行动作a的请求的e-cooperative(或另一个e-cooperative,如果许可条件被评估)的服务器代理的集合。因此,当s在模式中动作时,则c请求与也具有意图并且被授权和授权执行所请求的动作的其他电子合作服务器代理联合动作。根据最大个人满意度原则,电子合作社的服务器代理s与其他电子合作社服务器代理合作,将在与s定义的权限一致的最大程度上满足客户接下来,考虑与例5.1中的理论一起使用的理论,以及关于服务器代理s1、s2、s3和s4所持有的彩色小部件的库存水平的特定于应用的信息,这些信息分别存储在IBLP中,IBLP分别由IBLP1、IBLP 2、IBLP3和IBLP4标识,即:IBLP1:= stock(widget,green,200),IBLP2:= stock(widget,green,100),IBLP3:= stock(widget,green,1000),IBLP4:= stock(widget,green,150)。这里,stock(r,c,q)i表示e-协作服务器代理si(1i 4)具有库存中可用的类型r和颜色c的资源的数量q(我们假设不同的电子合作服务器代理所使用的股票关系具有共同的格式,但当然不一定是这种情况。例5.2考虑以下理论:EMP s1,EMP s2,EMP s3,S4,分别用于电子合作服务器代理S1、S2、S3和S4。这些授权理论假设最大满意度原则是要实施的。其中两个定义涉及电子合作服务器代理查询48S. Barker,G.Lowen/Electronic Notes in Theoretical Computer Science 235(2009)35⎪⎩我C我我我C函数E =(L,buy,part(X,Y,Z))←stoc k(X,Y,V)≠1, Z≤V.⎧⎪iempowered(L,buy,part(X,Y,Z))←stock(X,Y,V)⇐υ4,c permission(L,buy,part(X,Y,A),S)许可(L,购买,部分(X,−协调器(假设由κ引用)生成C模式响应:EMP:=A/C授权(L,buy,part(X,Y,Z))← stock(X,Y,V) Z>V,A=Z −V,c permission(L,buy,part(X,Y,A),S)公司简介时间节点empowered(L,buy,part(X,Y,Z))←当前时间(T),s1。EMPs2:=10月(T,M),6 ≤M,M ≤ 9,贮备液(X,Y,V)≤2,Z ≤ V,Z ≤ 500。c授权(L,购买,部分(X,Y,Z))←Z ≥ 500,permission(s2,buy,part(X,Y,Z))允许(s 2,购买,部分(X,Y,Z))EMPs3:=,iempo we re d(l0,bu y,pa rt(X,Y,Z))←stoc k(X,Y,V)≠3, Z≤V.EMPs4:=Z≤ V,L ≥ 13.c授权(L,buy,part(X,Y,Z))←股票(X,Y,V)股票4,Z > V,A=Z V,⎩⎪在这里,代理s1将为任何状态为L的客户机按模式工作,如果s1被授权这样做,因为它有足够的库存,如记录在S1中的那样,以满足执行购买行为的请求。或者,如果s1本身不能满足请求,则s1将尝试与e-合作社的任何其他服务器代理一起在模式中动作,以服务c的请求。也就是说,s1将坚持最大个人满意原则,满足它所能满足的请求,然后请求帮助解决其余的问题。相反,如果S3有足够的库存来满足购买请求,则S3只准备对10级客户采取in-mode操作。在模式中,S2被授权允许购买行为,但须满足某些时间限制,且订单少于500个单位。如果请求购买500个单位以上,s2将通过检查π s2定义的权限并请求授权代理(s2将“大”订单分包给授权代理)帮助s2满足购买请求,从电子合作社外部寻求帮助。s4的授权理论与s1的授权理论相同,除了s4在试图满足客户端的请求时查询除自身之外的电子合作服务器代理,对于在-mode情况下具有状态L的客户端,并且其在-mode情况下的授权仅适用于状态大于l3的客户端。5.1.2AUT H理论AUT H理论是一组规则,用于指定当s以I模式动作时,s是否授权具有状态l的客户端对资源r执行动作a,或者S1s4。⎨⎪S. Barker,G.Lowen/Electronic Notes in Theoretical Computer Science 235(2009)3549⇐ ⇐ ⇐⇐我C⇐⇐≤ ≤AUT HC模式这些规则的一般形式如下i authorized(L,A,R)<$C1i授权1i,.,Cmi埃亨岛c authorized(L,A,R)← C1c授权1c,.,Cmcnc.每 个 i_authorizes ( c_authorized ) 子 句 指 定 , 如 果 条 件 C1 i 的 合 取 满 足 i,., Cmini(C1c1c,., Cmcnc)满意。在没有i授权(c授权)定义的情况下,当s在I模式(C模式)下操作时,具有L状态的客户端不被s授权对r执行操作a例5.3对于我们运行的例子中使用的授权子理论,我们做了一个简化的假设,即e-collective的所有服务器代理
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