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Spécification d’un modèle de protocole : Promela. Azza Ouled Zaid Institut Supérieur d’Informatique 2 ème année Cycle Ingénieur. Analyse/Vérification des modèles. - PowerPoint PPT Presentation
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Spécification d’un modèle de protocole : Promela
Azza Ouled Zaid
Institut Supérieur d’Informatique
2ème année Cycle Ingénieur
2
Analyse/Vérification des modèles
Dans la conception des systèmes distribués, les protocoles de communication, les applications client-serveur, etc, on se trouve confronter par des erreurs non détectées dans les phases de la conception, codage, compilation et «debugging».
De telles erreurs ont des effets catastrophiques en tant que sécurité et économique en même temps, d’où la nécessité extrêmement importante de l’analyse et vérifications des modèles.
3
Qu'est ce que la vérification ?
La vérification est l'opération qui, dans la pratique, tente de s'assurer qu'une implémentation est compatible avec la spécification
Specification(What we want)
Implementation(What we get)
Desin verification
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Différents types d’erreurs
Deadlock : état accessible non désirable où tous les processus sont bloqués. Il s'agit des états autres que ceux marqués du label ``end''.
Non-progress cycles : désignent des cycles passant par aucun état marqué par le label ``progress''.
Livelocks : désignent des cycles passant par au moins un état marqué par le label ``accept'‘.
Violations de contraintes: Capacité maximale des files: Si la capacité maximum d’une file
est atteinte et d’autres messages arrivent, qu’est-ce qu’on doit faire avec celles-là
Violations des limites de vecteurs: affectation des valeurs non acceptées par les vecteurs
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Différents types d’erreurs (suite)
Le calcul de la vitesse: L’estimation de la vitesse de l’application peut être différente de la vitesse réelle de l’application implantée (en action).
Exactitude logique Performance temps-réel : parfois, l’application perd de son
exactitude logique ou bien se soumet à des dégradations de sa performance en temps réel après un intervalle de temps.
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Analyse des modèles , Model Checking
Est-ce que le modèle M vérifie la propriété φ dans tous les cas après l’explosion d’états : oui ou non, si non, tracer l’erreur.
byte n;proctype Aap() { do :: n++ :: noot!MIES od}
Modèle M
[] (n<3)
Propriété
Model Checker
Espace d’états
NON,+ tracerjusqu’àl’erreur
|M
Explosion d’états: l’espace d’états grandit exponentiellement mais
sera toujours un nombre fini.
OUI,la propriété est satisfaite
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Analyse moderne et analyse classique
Dans l’industrie informatique on distingue deux approches différentes d’analyse de modèles : Approche traditionnelle :
• Dans le processus de conception, on crée un modèle abstrait du processus avant de commencer l’implémentation.
• L’analyse est faite sur ce modèle.• L’implémentation est obtenue à partir du modèle par un
procédé de raffinement.
Approche dite ‘moderne’ :• Le modèle est obtenu à partir de l’implémentation par un
procédé d’abstraction qui est automatisable.
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Approches Classique et “Moderne”
To cope with the state space explosion.
ModelChecker
AbstractVerification Model
(initial) Design
Implementation
(manual)abstractions
refinementtechniques
Modern Approach
abstraction techniques
AbstractVerification Model
Implementation
C, Java
Abstraction is the key activityin both approaches.
Classic Approach
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Promela/SPIN: un système pour l’analyse des modèles
Promela/SPIN est un système développé à partir du début des années 1990 par Gerhard Holzmann, un chercheur d’AT&T Labs
Il est un des analyseurs de modèles les plus connus et efficaces
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Promela
Protocol/Process Meta Language Influencé par C
Mais il est un langage pour la spécification de modèles
Pas un langage d’implémentation
De compréhension facile pour les développeurs
Admet la communication Par variables globales partagées Synchrone (rendez-vous), directe Asynchrone, par canaux de communication fifo
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Promela
Un programme Promela est une liste de déclarations de processus, de canaux et des variables
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Atouts de ce système
Automatique, sans intervention humaine Après la définition du problème
Implantation très efficace en C Interface conviviale Excellent appui Il combine un grand nombre de connaissances
sur le sujet Plusieurs chercheurs chevronnés ont participé à
son développement
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SPIN
Spin est un outil pour la vérification et la simulation des systèmes concurrents, en particulier les protocoles de communication.
Pour être étudié, un système est d'abord décrit en Promela, le langage de modélisation de Spin.
SPIN est l’analyseur (model checker) d’un modèle spécifié
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Simulation en Promela/SPIN
La simulation d'une spécification Promela est réalisée par l'outil SPIN.
Elle permet d'observer pas à pas le fonctionnement d'un protocole, et de contrôler l'absence de comportement indésirable.
La simulation n'est pas exhaustive dans la mesure ou la séquence à exécuter est choisie de manière interactive ou bien aléatoirement.
Les seuls critères vérifiés au cours de la simulation sont les assertions et les états terminaux invalides. En cas d'erreur, la simulation est arrêtée et l'état des processus est affiché (variables, files, registres d'instructions, ...).
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Déclaration de variables :
On indique le type (un des bit, byte, short, or int), le nom de la variable et optionnellement sa valeur
initiale.
bool b1 = false, b2 = false; bit k = 0; Les variables de type tableau sont déclarées
comme en C, par exemple : bit porteouverte[3];
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Déclaration de canaux On l'introduit par le mot clé chan, suivi du nom du canal et
optionnellement de la longueur du fifo et du type des messages qui circulent.
Par exemple :
chan Ouvreporte=[0] of {byte, bit}, Transfert=[2] of {bit, short, chan};
ouvreporte est un canal synchrone, car sa longueur est 0, ce qui correspond à un rendez-vous ; sur ce canal circulent des messages ayant une partie byte et une
partie bit.
Transfert est un canal asynchrone, car il peut stocker (au plus) deux messages.
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Déclaration de processus : La forme la plus simple de déclaration de processus est :
proctype nom ( paramètres_formels ) { instructions } Un processus est instancié en utilisant l'instruction run :
run nom ( paramètres_actuels ) Par exemple :
proctype P (bit i) { ... } proctype porte (byte i) { ... } proctype ascenseur () { ... }
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Opérations sur les canaux
Sur un canal on peut • envoyer (opération ``!'')
• ou recevoir (opération ``?'') des messages.
Par exemple : ouvreporte!i,0; ouvreporte?i,1; ouvreporte?eval(etage),1
• La fonction ``eval'' force l'égalité des valeurs reçues avec etage, la variable etage n'est pas changée.
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Expressions
Un expression peut être utilisée comme une instruction si elle ne fait pas des effet de bord (opérations ``--'' et ``++'' de C).
Dans ce cas, elle est exécutable quand sa valeur devient vraie (par le changement des valeurs des variables partagées).
Par exemple : (a == b); est équivalent à :
while (a != b) skip;
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Instruction ``init''
L'exécution du système commence par le processus init (c'est le main de Promela).
Par exemple :
init { run porte(1); run porte(2); run porte(3); run
ascenseur() }
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Instruction ``atomic''
L'exécution d'une séquence d'instructions préfixée par ``atomic'' peut être rendue indivisible, c'est-à-dire sans l'entrelacement des actions des autres processus.
Par exemple : atomic { run porte(1); run porte(2);
run porte(3); run ascenseur() }
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Instruction ``if''
Une branche de l'instruction ``if'' est exécutable si la première instruction de la branche, appelée aussi sa garde, est vraie.
L'instruction ``if'' bloque jusque à ce qu'une branche devient exécutable. Si plusieurs branches sont exécutables, l'une est choisie aléatoirement (non-déterminisme).
L'exemple suivant incrémente ou décrémente la valeur de count une fois. if
:: count = count + 1 :: count = count - 1
fi
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Instruction ``do''
Similaire à l'instruction ``if'', sauf que l'instruction est exécutée et puis la sélection est répétée jusqu’à l'exécution d'une instruction ``break''. proctype ascenseur () {
byte etage = 1;
do
:: (etage != 3) -> etage++
:: (etage != 1) -> etage--
:: ouvreporte!etage,1; ouvreporte?eval(etage),0
od
}
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Modèle Promela
Un modèle Promela consiste de :
Déclaration des types
Déclaration des canaux
Déclaration des variables globales
Déclaration des processus
[processus init]behaviour of the processes:local variables + statements
- simple vars- structured vars- vars can be accessed by all processes
initialises variables andstarts processes
chan ch = [dim] of {type, …} asynchronous: dim > 0 rendez-vous: dim == 0
mtype, constants,typedefs (records)
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mtype = {REQ,ACK};typedef Msg { byte a[2]; mtype tp;} ;chan toR = [1] of {Msg};bool flag;
proctype Sender() { Msg m; ... m.a[0]=2; m.a[1]=7; m.tp = REQ; toR ! m;}
proctype Receiver(byte n) { Msg m; ... toR ? m; }
init { run Sender(); run Receiver(2); }
Modèle Promela
A Promela model corresponds to a (usually very large, but) finite transition system, so
no unbounded data no unbounded channels no unbounded processes no unbounded process creation
channel declaration
creates processes
global variable
local variable
message types (constants)
“record” declaration
Example of a Promela model
Inputs/outputs
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Processus (1)
Un type de processus (proctype) consiste de Un nom Une liste de paramètres formelles Déclaration des variables locales Un corps
proctype Sender(chan in; chan out) { bit sndB, rcvB; do :: out ! MSG, sndB -> in ? ACK, rcvB; if :: sndB == rcvB -> sndB = 1-sndB :: else -> skip fi od}
name
local variables
body
formal parameters
The body consist of a sequence of statements.
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Formulation du problème (instructions)
Le corps d’un processus consiste d’une séquence d’instructions ou spécifications. Une instruction est ou bien exécutable: la formulation peut être exécutée immédiatement bloquée : la formulation ne peut pas être exécutée.
Une affectation est toujours exécutable.Une expression est aussi une instruction; elle est
exécutable si elle est évaluée à une valeur non nulle.2 < 3 toujours exécutablex < 27 exécutable si la valeur de x est inferieure à 273 + x exécutable si x n’est pas égale à –3
executable/blockeddepends on the global
state of the system.
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Formulations du problème (2)
skip est toujours exécutable. “ne fait rien”, elle change uniquement le compteur du
processusrun est uniquement exécutable si un nouveau
processus peut être crée (Rappel : le nombre des processus est limité).
int x;proctype Aap() { int y=1; skip; run Noot(); x=2; x>2 && y==1; skip;}
Can only become executable if some other process makes x greater than 2.
Executable if Noot can be created…
Statements are separated by a semi-colon: “;”.
or by the equivalent “->”
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Formulations du problème (3)
assert(<expr>); Assert est toujours executable. Si <expr> est evaluée à zéro, SPIN arrêtera avec un message d’erreur,
comme l’ <expr> “a été violée”. Assert est souvent utilisée avec les modèles Promela, pour vérifier si
dans un état certaines propriétés sont valides ou pas.
proctype monitor() { assert(n <= 3);}
proctype receiver() { byte msg; ... toReceiver ? msg; assert(msg != ERROR); ...}
We will later see that this is not the preferred way to check for invariance.
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Sémantiques interactives Les processus Promela s’exécutent simultanément. Planification non-deterministe des processus. Les processus sont interactifs
exception: communication rendez-vous. Toutes les instructions sont atomic; chaque instruction
est exécutée sans interaction avec les autres processus.
Chaque processus peut avoir plusieurs actions différentes possibles activées à chaque point de l’exécution. Un seul choix est pris en compte, d’une manière non
déterministe.
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Promela: exemple 1
Processus: ’’Hello World’’
active proctype main ( )
{
printf(’’hello world\n’’)
}
Simulation run:
$ spin hello.pml
hello world
1 process created
$
init { printf(’’hello world\n”) } Vérification run:$ spin –a hello.pml$ gcc –o pan pan.c$ ./pan… depth reached 2, errors 0$ Pas de ;
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Vérification avec SPIN
SPIN génère avec l'option -a un analyseur d'un programme PROMELA sous la forme d'un programme c (pan.c).
Cet analyseur, une fois compilé et exécuté, explore tous les états accessibles du programme PROMELA.
Exemple : $ spin -a phil
$ cc -o pan pan.c
$ a.out
Si une erreur est détectée lors de l'analyse, une trace est sauvgardée dans le fichier pan.trail. Cette trace est visualisable avec spin en utilisant l'option -t.
Exemple : $ spin -t -p -g phil
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Remarques Une seule valeur par message
qname?msg
plusieurs valeurs par message qname!expr1,expr2,expr3 qname?var1,var2,var3
Par convention, le premier champ du message et toujours utilisé pour spécifier le message
Une alternative pour les opérations d’émission et réception consiste à spécifier le type du message, suivi de la liste des champs du message
qname!expr1(expr2,expr3)
Optionnellement, certains arguments dans l’opération de réception peuvent être des constantes
qname?cons1,var2,cons2 La condition d’execution de cette opération est que toutes les valeurs affectées
à touts les champs de message spécifiées comme des constantes coïncident avec les valeurs du message qui sont à l’entête du canal
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Remarques : initialisation des canaux chan a = [16] of { short }
Le canal peut stocker jusqu’à 16 messages du type short. chan c[3] = [4] of { byte }
Un vecteur de 3 canaux, chacun avec une capacité de 4 trames de message, chaque trame est constituée d’un champ de message de type byte.
Si le message contient plus qu’un champ, la déclaration sera:
chan qname = [16] of { byte, int, chan, byte } Un seul canal qui peut stocker jusqu’à16 messages,
Chaque message consiste de 4 champs
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Promela: exemple
byte count;
proctype counter()
{ do
:: count = count + 1
:: count = count – 1
:: (count == 0) -> break
od
}
Cette boucle se termine que si count atteint zéro,
Pour terminer la boucle il faut modifier le code
proctype counter()
{ do
:: (count != 0) ->
if
:: count = count + 1
:: count = count – 1
fi
:: (count == 0) -> break
od
}
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Promela: exemple
Proctype PGCD(int x, y)
{ do
:: (x > y) -> x = x – y
:: (x < y) -> y = y – x
:: (x == y) -> goto done
od;
done:
skip
}
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Modélisation des timeouts
Timeout est une instruction prédéfinie abandonner l’attente d’une condition qui ne peut
plus se réaliser. Offre une sortie à partir d’un état bloqué. une condition prédéfinie artificielle qui devient vraie
que si les autres instructions dans le système distribué sont executables
Elle n’implique pas un intervalle de timeout mais une possibilité de timeout
Abstraction à partir de temporisateurcrucial pour la validation
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Modélisation des timeouts
proctype watchdog(){ do
:: timeout -> guard!resetod
} Dans ce cas le timeout ne modélise pas l’erreur
causée par des timeouts prématurés dans un système distribué.
Si c’est nécessaire, cela peut être réalisé en redéfinissant le mot clé dans une macro#define timeout 1 /* activée tout le temps, delai arbitraire */
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Promela: exemple 2
Objectif : formalisation du comportement de la couche inférieure
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Promela: exemple 2 (suite)
Déclatration des type de messages
>> mtype = { data, control } /* data and acks */
Formalisation des canaux de messages entre A et B chan fromA = [N] of { byte, byte, bit }; /* data, udata, seqno */
chan toB = [N] of { byte, byte, bit }; /* data, udata, seqno */
chan fromB = [N] of { byte, bit }; /* control, seqno */
chan toA = [N] of { byte, bit }; /* control, seqno */
N est une constante qui spécifie la capacité du canal (dans ce cas N=1)
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Modèle d’un canal idéal
proctype lower(chan fromA, toA, fromB, toB){ byte d; bit b; do :: fromA?data(d,b) -> toB!data(d,b) :: fromB?control(b) -> toA!control(b) od}
fromA?data(d,b) : une garde, l’opération de réception n’est exécutable que si un message du type demandé est inséré dans le canal fromA.
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Exécutabilité en PROMELA
Chaque instruction est ou bien exécutable ou bien non exécutable.
Instructions de déclaration toujours exécutables Les conditions booléennes exécutables uniquement si elles sont vrais.
Toute instruction non exécutable peut bloquer l’exécution du processus.
Dans l’exemple précédant, l’état des canaux détermine l’une des deux gardes exécutables, à sélectionner par le processus
Si aucune garde n’est exécutable, le processus se bloque. Si les deux gardes sont exécutables, l’une d’entre elles sera sélectionnée
aléatoirement
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Modèle d’un canal non idéal
1. proctype lower(chan fromA, toA, fromB, toB)2. { byte d; bit b;3. e4. do5. :: fromA?data(d,b) ->6. if7. :: toB!data(d,b) /* correct */8. :: toB!error /* distorted */9. fi10. :: fromB?control(b) ->11. if12. :: toA!control(b)13. :: toA!error14. fi15. od16. }
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Modèle d’un canal non idéal
Pour modéliser la possibilité de perte de message, ajouter l’option skip skipskip est l’opération nulle de PROMELA. Toujours exécutable et sans effet.
La définition du processus lower donne une description du comportement du protocole utilisé à la couche inférieure, vérifiant les contraintes imposées par le concepteur du protocole.
Pour compléter la validation du protocole, il faut le combiner avec la déclaration des canaux et trouver une place ou un processus du type lower est instancié avec les canaux appropriés.
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Modélisation de l’émetteur A1. proctype A(chan in, out)2. { byte mt; /* message de données */3. bit at; /* bit alterné */4. bit vr; /* bit de verificat° */5. e6. FETCH; /* chercher un nouv mess */7. out!data(mt,at); /* l’envoyer */8. do9. :: in?control(vr) -> /* attendre la réponse */10. if11. :: (vr == 1) -> /* emission correcte */12. FETCH; /* nouv message */13. at = 1-at /* complement à un */14. :: (vr == 0) -> /* envoyer erreur */15. skip /* ne pas chercher */16. fi;17. out!data(mt,at) 18. :: in?error(vr) -> /* recevoir erreur */19. out!data(mt,at) 20. od21. }
#define FETCH mt = (mt+1)%MAX
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Modélisation du recepteur B1. proctype B(chan in, out)2. { byte mr; /* message de données */3. byte last_mr; /* nbr du dernier message sans erreur */4. bit ar; /* bit alterné */5. bit lar; /* ar du dernier message sans erreur */6. e7. do8. :: in?error(mr,ar) -> 9. out!control(0) 10. :: in?data(mr,ar) -> 11. out!control(1); 12. if 13. :: (ar == lar) -> 14. skip 15. :: (ar != lar) -> 16. ACCEPT; 17. lar = ar; 18. last_mr = mr19. fi20. od21. } #define ACCEPT assert(mr == (last_mr+1)%MAX)
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Proctype: défini le comportement du processus,
Il ne spécifie pas le moment à partir duquel il va être
réalisé ou la façon avec laquelle il a été instancié
Chaque modèle de validation est défini par un processus initial (fonction main en C)
Modèle de l’exemple : déclare les canaux, instanciation de chacun des proctypes A, B, et lower
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Modèle d’initiation : init1. #define N 22. #define MAX 83. #define FETCH mt = (mt+1)%MAX4. #define ACCEPT assert(mr == (last_mr+1)%MAX)5. e
6. mtype = { data, control, error };7. e
8. #include "lynch0.A " 9. #include "lynch0.B"10. #include "lynch0.C"11. e12. init {13. chan fromA = [N] of { byte, byte, bit };14. chan toB = [N] of { byte, byte, bit };15. chan fromB = [N] of { byte, bit };16. chan toA = [N] of { byte, bit };17. e18. atomic {19. run A(toA, fromA);20. run B(toB, fromB);21. run lower(fromA, toA, fromB, toB)22. }23. }
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Simulation : SPIN
Utilisation par défaut SPIN : exécution aléatoire de la simulation du modèle de validation pas de vérification de la justesse
Les exceptions sont les erreurs non tolérées: blocage, réception non spécifiée, violation des
assertions. Dans ce cas l’exécution de la simulation
s’estompe si une violation d’assertion apparaisse
Il manque d’autres critères de justesse
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Options disponibles Les principales options disponibles, entre autre pour la
simulation, sont les suivantes :
-p affiche les changements d'états des processus
-l affiche les valeurs des variables locales
-g affiche les valeurs des variables globales -r affiche les réceptions de messages -s affiche les émissions de messages -m indique qu'un message est perdu quand il est envoyé
dans un canal plein -t permet de consulter la trace qui conduit à une erreur
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Conclusion
Description des règles de procédures d’un protocole avec le langage de spécification et modélisation PROMELA
Décrire les structures de description du comportement.
Dans ce qui va suivre nous allons étudier les structures du langage PROMELA, spécialement reliées au critère de justesse
Un langage de validation dispose de certaines structures non usuelles qui le rend plus adapté à la modélisation des systèmes distribués
Toutes les communications entre les processus prennent place ou bien à travers les messages ou les variables partagées
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Conclusion
Chaque instruction en PROMELA peut potentiellement modéliser un délai (executable ou non)
L’interaction et la coordination entre les processus est la base du langage PROMELA
Pas de types de données abstraits mais quelques types de variables de base
Le modèle de validation est un niveau d’abstraction pour l’implémentation
L’abstraction maintien l’interaction d’un processus afin qu’il puisse être étudié d’une manière isolée
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