preparazione orale
BIN
anno3/vpc/3.logica/extra.08.uniroma.pdf
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@ -1,11 +1,13 @@
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||||||
* Simboli:
|
* Simboli:
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- sqcap: ⊓
|
- sqcap: ⊓
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- box: □
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- Box: □
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- a\b: a̱
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- a\b: a̱
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- Vert: ‖
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- Vert: ‖
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- $\underrightarrow{a}$ (toggle latex fragment): $\underrightarrow{a}$
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- $\underrightarrow{a}$ (toggle latex fragment): $\underrightarrow{a}$
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- varphi: φ
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- varphi: φ
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- models: ⊧
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- models: ⊧
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- Delta: Δ
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- approx: ≈
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* 1.1 Petri Nets
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* 1.1 Petri Nets
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** Definizione
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** Definizione
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@ -116,6 +118,8 @@ La rete si dice conservativa quando:
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La rete si dice consistente quando:
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La rete si dice consistente quando:
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||||||
| ∃x | ||x|| = T
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| ∃x | ||x|| = T
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I flussi sono canonici quando il gcd degli elementi non nulli e` 1.
|
I flussi sono canonici quando il gcd degli elementi non nulli e` 1.
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||||||
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Un p-semiflusso o t-semiflusso si dice minimo quando il suo supporto
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non contiene strettamente il supporto di nessun altro semiflusso.
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||||||
Un insieme generatore Ψ_y e` un insieme del numero minimo di
|
Un insieme generatore Ψ_y e` un insieme del numero minimo di
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||||||
p-semiflussi, detti minimi, tali che e` possibile generare gli altri sommandoli
|
p-semiflussi, detti minimi, tali che e` possibile generare gli altri sommandoli
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||||||
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@ -123,7 +127,7 @@ moltiplicati per un k
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||||||
| ∀y: y = ∑ⱼ kⱼyⱼ, kⱼ∈Q, yⱼ∈Ψ
|
| ∀y: y = ∑ⱼ kⱼyⱼ, kⱼ∈Q, yⱼ∈Ψ
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||||||
** Invarianti
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** Invarianti
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Legge di conservazione dei token:
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Legge di conservazione dei token:
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||||||
| ∀m: ∀p ∑ₚ y(p)m(p) = ∑ₚy(p)m₀(p)
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| ∀m₀, ∀m∈RS(N.m₀): ∀p ∑ₚ y(p)m(p) = ∑ₚy(p)m₀(p)
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||||||
| ∀m: ym = ym₀
|
| ∀m: ym = ym₀
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Legge del comportamente ciclico:
|
Legge del comportamente ciclico:
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| ∃m₀, ∃σ∈L(S) | mₒ[σ>m₀ ∧ σ=x
|
| ∃m₀, ∃σ∈L(S) | mₒ[σ>m₀ ∧ σ=x
|
||||||
|
@ -197,7 +201,7 @@ F $\underrightarrow{\mu}$ F'
|
||||||
————————————––
|
————————————––
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||||||
E ‖ F $\underrightarrow{\mu}$ E ‖ F'
|
E ‖ F $\underrightarrow{\mu}$ E ‖ F'
|
||||||
*** Evoluzione con sincronizzazione
|
*** Evoluzione con sincronizzazione
|
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E $\underrightarrow{a} E'
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E \underrightarrow{a} E'
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||||||
F $\underrightarrow{\underline{a}}$ F'
|
F $\underrightarrow{\underline{a}}$ F'
|
||||||
————————————–––(a≠τ) (CCS)
|
————————————–––(a≠τ) (CCS)
|
||||||
E ‖ F $\underrightarrow{\tau}$ E' ‖ F'
|
E ‖ F $\underrightarrow{\tau}$ E' ‖ F'
|
||||||
|
@ -233,7 +237,7 @@ E\S $\underrightarrow{\tau}$ E'\S
|
||||||
** LTL: grammatica
|
** LTL: grammatica
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||||||
| φ ::= p | (φ) | ¬φ | φ ∧ φ | φ ∨ φ | φ U φ | Gφ | Xφ | Fφ
|
| φ ::= p | (φ) | ¬φ | φ ∧ φ | φ ∨ φ | φ U φ | Gφ | Xφ | Fφ
|
||||||
Set adeguato di operatori:
|
Set adeguato di operatori:
|
||||||
| U ∧ X
|
| {U, X}
|
||||||
- X e` necessario
|
- X e` necessario
|
||||||
- Fφ = true U φ
|
- Fφ = true U φ
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||||||
- Gφ = ¬F¬φ
|
- Gφ = ¬F¬φ
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||||||
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@ -259,4 +263,139 @@ Diciamo che R⁰(s) = s, Rⁿ⁺¹ = R(Rⁿ(s))
|
||||||
| M,s ⊧ Xφ if R(S) ⊧ φ
|
| M,s ⊧ Xφ if R(S) ⊧ φ
|
||||||
| M,s ⊧ Fφ if ∃j≥0| Rʲ(s) ⊧ φ
|
| M,s ⊧ Fφ if ∃j≥0| Rʲ(s) ⊧ φ
|
||||||
| M,s ⊧ Gφ if ∀j≥0| Rʲ(s) ⊧ φ
|
| M,s ⊧ Gφ if ∀j≥0| Rʲ(s) ⊧ φ
|
||||||
| M,s ⊧ φUψ if ∃j=0, ..., i-1| Rʲ ⊧ φ ∧ Rⁱ ⊧ ψ
|
| M,s ⊧ φUψ if ∃j=0, ..., i-1| Rʲ(s) ⊧ φ ∧ Rⁱ(s) ⊧ ψ
|
||||||
|
(induzione strutturale su ϕ)
|
||||||
|
* 3.2 Computational Tree Logic
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|
| φ ::= p | ¬φ | φ ∧ φ | φ ∨ φ | EXφ | EFφ | EGφ | E[φUψ] | AXφ | AFφ | AGφ | A[φUψ]
|
||||||
|
Insieme adeguato di operatori:
|
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| {EU} ∪ {AX | EX} ∪ {EG | AF | AU}
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||||||
|
Data una struttura M, definiamo un path σ = s₀, s₁, s₂, ... tale che
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||||||
|
| (sᵢ, sᵢ₊₁) ∈ R
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|
| σᵢ = sᵢ
|
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|
| Pₘ(s) = {σ ∈ Sʷ| σ₀ = s}
|
||||||
|
Per induzione strutturale su ϕ:
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|
| M,s ⊧ p iff p∈L(S)
|
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|
| M,s ⊧ ¬φ iff ¬(M,s ⊧ φ)
|
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|
| or e and
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|
| M,s ⊧ EXφ iff ∃σ∈Pₘ(s)| σ₁ ⊧ φ
|
||||||
|
| M,s ⊧ AXφ iff ∀σ∈Pₘ(s)| σ₁ ⊧ φ
|
||||||
|
| M,s ⊧ EFφ iff ∃σ∈Pₘ(s), ∃i≥0| σᵢ ⊧ φ
|
||||||
|
| M,s ⊧ AFφ iff ∀σ∈Pₘ(s), ∃i≥0| σᵢ ⊧ φ
|
||||||
|
| M,s ⊧ EGφ iff ∃σ∈Pₘ(s), ∀i≥0| σᵢ ⊧ φ
|
||||||
|
| M,s ⊧ AGφ iff ∀σ∈Pₘ(s), ∀i≥0| σᵢ ⊧ φ
|
||||||
|
| M,s ⊧ E[φUψ] iff ∃σ∈Pₘ(s), ∃i≥0| ∀j=0, ...,i-1 σⱼ ⊧ φ ∧ σᵢ ⊧ ψ
|
||||||
|
| M,s ⊧ E[φUψ] iff ∀σ∈Pₘ(s), ∃i≥0| ∀j=0, ...,i-1 σⱼ ⊧ φ ∧ σᵢ ⊧ ψ
|
||||||
|
** Comparing LTL and CTL
|
||||||
|
| φ_ctl ≡ φ_ltl iff ∀M, M⊧φ(ctl) iff M⊧φ(ltl)
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|
Data una formula ctl φ e ψ una formula ltl ottenuta rimuovendo gli
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|
operatori di path da φ:
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| ψ ≡ φ ∨ ∄ (equivalent ltl formula)
|
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|
* CTL*
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(state)
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| φ ::= p | ¬φ | φ ∨ φ | φ ∧ φ | Eψ | Aψ
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(path)
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| ψ ::= φ | ¬ψ | ψ ∨ ψ | ψ ∧ ψ | Xψ | Gψ | Fψ | ψUψ
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* 4.1 Time
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Def: a clock is a variable ranging over r⁺. Clock constraints:
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| x < c | x ≤ c | α∈Cstr(C) | ¬α | α ∧ α
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|
The set of clock constraints over C is Ψ(C) or Cstr(C).
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** Timed Automata
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Is a 7-uple:
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| A = <Loc, E, L₀, Label, C, Reset, Guard, Inv>
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|
- L: insieme delle locazioni
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|
- E: insieme degli archi ⊆ L×L
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|
- L₀: stato iniziale
|
||||||
|
- Label: labeling function L → 2ᴬᴾ
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|
- C: insieme dei clock
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|
- Reset: E → 2ᶜ, assegna ad ogni arco il clock da resettare
|
||||||
|
- Guard: E → Cstr(c), guardie sugli archi
|
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|
- Inv: S → Cstr(c), invarianti delle locazioni
|
||||||
|
Definisco /clock valuation/ la funzione
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|
| v: C → R⁺
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|
dove v(x) restituisce il valore corrente del clock x.
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||||||
|
| A = <L, v>
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|
| reset(x in y)(y) = v(y) if y ≠ x else 0
|
||||||
|
| v ⊧ x≤c iff v(x)≤c
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||||||
|
| v ⊧ x<c iff v(x)<c
|
||||||
|
| v ⊧ ¬α iff v¬⊧α
|
||||||
|
| v ⊧ α∧β iff v⊧α ∧ v⊧β
|
||||||
|
** Timed Transition System
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|
| M(A) = <S, s₀, →>
|
||||||
|
- S = {(l, v) ∈ L×V(C) | v⊧inv(l)}
|
||||||
|
- s₀ = (l₀, v₀), v₀(x) = 0 ∀x
|
||||||
|
- → ⊆ S × R∪{*} × S:
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|
1. (l,v)$\underrightarrow{*}$(l', (reset Reset(edge) in v)):
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|
+ edge ∈ E
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|
+ v⊧guard(edge)
|
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|
+ (reset Reset(edge) in v)⊧inv(l')
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||||||
|
2. (l,v)$\underrightarrow{d}$(l,v+d):
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||||||
|
+ ∀d'≤d: v+d' ⊧ inv(l)
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|
*** Path
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|
Definiamo il path σ di un TTS come una sequenza infinita s₀ →a₀→ s₁,
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|
...
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dove ∀i sᵢ→aᵢ→sᵢ₊₁ e` una transizione nel TTS.
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il tempo trascorso ▵(s,i) e` definito ricorsivamente come:
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||||||
|
| ▵(s,0) = 0
|
||||||
|
| ▵(s,i+1) = ▵(s,i) + aᵢ if aᵢ∈R⁺ else 0 (aᵢ = *)
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|
σ si dice time divergent se lim(i→∞)▵(σ,i) = ∞
|
||||||
|
** TCTL
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|
CTL + Formula clocks, definito su TTS.
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|
D = set formula clocks
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| ϕ ::= p | ¬(ϕ) | ϕ∨ϕ | E[ϕUϕ] | A[ϕUϕ] | α∈Cstr(C∪D) | z in ϕ
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|
- z in ϕ, z∈D: freeze indentifier:
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||||||
|
| z in ϕ is valid in state s if ϕ holds in s where clock z start from 0
|
||||||
|
Esempi:
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|
| E (ϕ $U^{\le{n}}$ ψ) = reset z in E (ϕ U (z≤n ∧ ψ))
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||||||
|
| $AF^{=n}(\phi)$ = reset z in AF(z = n ∧ ϕ)
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|
*** TCTL secondo induzione strutturale
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Dati s = (l,v), w∈V(D):
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| s,w ⊧ p if p∈Label(l)
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|
| s,w ⊧ α if v∪w ⊧ α
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||||||
|
| s,w ⊧ ¬ϕ if ¬(s,w ⊧ ϕ)
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||||||
|
| s,w ⊧ ϕ ∨ ψ if (s,w⊧ϕ ∨ s,w⊧(ψ)
|
||||||
|
| s,w ⊧ z in ϕ if s,reset z in w ⊧ ϕ
|
||||||
|
| s,w ⊧ E(ϕUψ) if ∃σ∈Pₘ(s), ∃(i,d)∈Pos(σ):
|
||||||
|
| ∀(j,d')≤(i,d) σ(j,d'),wⱼ ⊧ ϕ ∧ σ(i,d),wᵢ⊧ψ
|
||||||
|
(dove wⱼ = w+▵(σ,j), wᵢ = w+▵(σ,i))
|
||||||
|
| s,w ⊧ E(ϕUψ) if ∀σ∈Pₘ(s), ∃(i,d)∈Pos(σ):
|
||||||
|
| ∀(j,d')≤(i,d) σ(j,d'),wⱼ ⊧ ϕ ∧ σ(i,d),wᵢ⊧ψ
|
||||||
|
(dove wⱼ = w+▵(σ,j), wᵢ = w+▵(σ,i))
|
||||||
|
|
||||||
|
σ e` una RT trajectory: sequenza infinita di stati
|
||||||
|
| σ = s₀ →δ₀→ s₁ →δ₁→ s₂ →...
|
||||||
|
| pos di σ = coppia (i,δ)
|
||||||
|
| loc(i,δ) = lᵢ
|
||||||
|
| val(i,δ) = vᵢ+δ
|
||||||
|
| state(i,δ) = (loc,val)
|
||||||
|
* Equivalenze
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|
trace: stesso sequenza di azioni
|
||||||
|
trace decorate: stessa sequenza di azioni e una volta eseguite stesso
|
||||||
|
insieme di azioni possibili
|
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|
bisimulazione: stessa sequenza di azioni e ricorsivamente stesso
|
||||||
|
comportamento
|
||||||
|
- Failure:
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|
definisco Fail(P) = (σ,X):
|
||||||
|
dopo aver eseguito σ, tutte le azioni in X non possono piu` essere
|
||||||
|
abilitate.
|
||||||
|
- Simulazione: ∀p,q⊆P×P
|
||||||
|
p ~ q iff ( ∀a: p $\underrightarrow{a}$ p' → ∃q:
|
||||||
|
q\underrightarrow{a}$q' ∧ p' ~ q')
|
||||||
|
- Bisimulazione: ∀p,q⊆P×P
|
||||||
|
p≈q iff ∀a: p $\underrightarrow{a}$ p' → ∃q: q $\underrightarrow{a}$ q'
|
||||||
|
and
|
||||||
|
∀a: q $\underrightarrow{a}$ q' → ∃p: p $\underrightarrow{a}$p'
|
||||||
|
** Congruenza
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||||||
|
La bisimulazione e` una congruenza, ovvero
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||||||
|
B≈ᶜC → A≈A[B/C]
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|
* Fairness
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||||||
|
- Absolute Fairness: GF(exᵢ)
|
||||||
|
un processo puo` essere eseguitp infinite volte.
|
||||||
|
- Strong Fairness: GF(enᵢ) → GF(exᵢ)
|
||||||
|
un processo abilitato infinite volte puo` essere eseguito infinite volte.
|
||||||
|
- Weak Fairness: FG(enᵢ) → GF(exᵢ)
|
||||||
|
un processo che da un punto in avanti e` sempre abilitato puo`
|
||||||
|
essere eseguito infinite volte
|
||||||
|
La weak fairness e` piu` stringente perche` richiede che da un punto
|
||||||
|
in avanti il processo rimanga in stato di abilitazione.
|
||||||
|
La strong fairness rilassa questo vincolo "e si accontenta" che il
|
||||||
|
processo vada in stato di abilitazione prima di essere eseguito.
|
||||||
|
|
4
media.py
|
@ -9,7 +9,9 @@ voti = [
|
||||||
(24, 9), # ling. formali
|
(24, 9), # ling. formali
|
||||||
(30, 6), # mcad
|
(30, 6), # mcad
|
||||||
(30, 6), # scpd
|
(30, 6), # scpd
|
||||||
(26, 9) # vpc
|
(26, 9), # vpc
|
||||||
|
(26, 6), # progmobile
|
||||||
|
(26, 6) # meo
|
||||||
]
|
]
|
||||||
|
|
||||||
crediti, voto = sum(map(lambda x: x[1], voti)), sum(map(lambda x: x[0]*x[1], voti))
|
crediti, voto = sum(map(lambda x: x[1], voti)), sum(map(lambda x: x[0]*x[1], voti))
|
||||||
|
|
49
todo.org
|
@ -1,25 +1,18 @@
|
||||||
* TODO VPC [23/24]
|
* TODO VPC [23/24]
|
||||||
- [X] Controlla good latex
|
- [-] Teoria [31/36]
|
||||||
- [X] Uppaal muovi cartella file
|
- [ ] PN consistente?
|
||||||
- [X] Rimuovi "Contents" da ogni .org
|
- [ ] vedi perche \neg\models != \models\neg
|
||||||
- [X] chiedi della riduzione
|
- [X] Pronuncia / nome P_m(S)
|
||||||
- [X] calcolo semiflussi come da mail
|
- [X] In ctl come dico: M,s ⊧ φ if ∀σ| σ₀ = s, σ ⊧ φ (ogni path
|
||||||
- [X] chiedi dell'esame
|
- [ ] ripeti fairness
|
||||||
- [X] Es1: definizioni
|
- [ ] fai buchi
|
||||||
- [X] Rimuovi parte in cui parli di archi inibitori
|
- [X] fai equivalenze
|
||||||
- [X] Chiedi a Daniel come da p-semiflows deadlock
|
- [ ] Vedi step semantic e enabling degree
|
||||||
- [X] Chiedi a Daniel come da p-semiflows liveness
|
|
||||||
- [X] spiega nelle relazioni che bounded se RS finito
|
|
||||||
- [X] spiega nelle relazioni che bounded quando coperta da p-semiflows
|
|
||||||
- [X] Vedi bisimulazione ed equivalenze in teoria analisi
|
|
||||||
- [X] Che significa urgente in uppaal?
|
|
||||||
- [X] Uppaal: x = 0 come guardia, non ==
|
|
||||||
- [-] Teoria [26/29]
|
|
||||||
- [X] Come metti a parole \to ?
|
- [X] Come metti a parole \to ?
|
||||||
- [X] Hierarchy of equivalences
|
- [X] Hierarchy of equivalences
|
||||||
- [X] Automa di Buchi
|
- [X] Automa di Buchi
|
||||||
- [X] Ultimo pacco BDD e CTL
|
- [X] Ultimo pacco BDD e CTL
|
||||||
- [ ] Prodotto relazionale BDD
|
- [X] Prodotto relazionale BDD
|
||||||
- [X] Def formale struttura Kripke
|
- [X] Def formale struttura Kripke
|
||||||
- [X] algebra.extra.lucca: internal/external choices
|
- [X] algebra.extra.lucca: internal/external choices
|
||||||
- [X] Observer e testing equivalence
|
- [X] Observer e testing equivalence
|
||||||
|
@ -39,11 +32,25 @@
|
||||||
- [X] Equivalenza clock. Davvero mantissa e parte frazionaria?
|
- [X] Equivalenza clock. Davvero mantissa e parte frazionaria?
|
||||||
- [X] Galla`: che devo dire sulle WN?
|
- [X] Galla`: che devo dire sulle WN?
|
||||||
- [X] Rivedi WN
|
- [X] Rivedi WN
|
||||||
- [ ] Pagina 2: fondo state eq
|
- [X] Pagina 2: fondo state eq
|
||||||
- [X] Ripeti preset e postset
|
- [X] Ripeti preset e postset
|
||||||
- [ ] PN consistente?
|
|
||||||
- [X] Perche` sono utili gli t-semiflussi? PN consistente?
|
- [X] Perche` sono utili gli t-semiflussi? PN consistente?
|
||||||
- [X] Assicurati di sapere le sigle
|
- [X] Assicurati di sapere le sigle
|
||||||
|
- [X] Controlla good latex
|
||||||
|
- [X] Uppaal muovi cartella file
|
||||||
|
- [X] Rimuovi "Contents" da ogni .org
|
||||||
|
- [X] chiedi della riduzione
|
||||||
|
- [X] calcolo semiflussi come da mail
|
||||||
|
- [X] chiedi dell'esame
|
||||||
|
- [X] Es1: definizioni
|
||||||
|
- [X] Rimuovi parte in cui parli di archi inibitori
|
||||||
|
- [X] Chiedi a Daniel come da p-semiflows deadlock
|
||||||
|
- [X] Chiedi a Daniel come da p-semiflows liveness
|
||||||
|
- [X] spiega nelle relazioni che bounded se RS finito
|
||||||
|
- [X] spiega nelle relazioni che bounded quando coperta da p-semiflows
|
||||||
|
- [X] Vedi bisimulazione ed equivalenze in teoria analisi
|
||||||
|
- [X] Che significa urgente in uppaal?
|
||||||
|
- [X] Uppaal: x = 0 come guardia, non ==
|
||||||
- [X] rete A, b, c, d [6/6]
|
- [X] rete A, b, c, d [6/6]
|
||||||
+ [X] Spiega p-t-semiflows analysis: deadlock e liveness, boundness
|
+ [X] Spiega p-t-semiflows analysis: deadlock e liveness, boundness
|
||||||
+ [X] sulle slide, quando si chiede come deve decidere il master
|
+ [X] sulle slide, quando si chiede come deve decidere il master
|
||||||
|
@ -99,11 +106,11 @@
|
||||||
- [X] Confrontare esercizi con Galla`
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