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Les ECATNets récursifs pour la modélisation et l’analyse des processus workflows flexibles Séminaire MeFoSyLoMa, le 12 Mai 2006 Awatef Hicheur CEDRIC -

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1 Les ECATNets récursifs pour la modélisation et l’analyse des processus workflows flexibles Séminaire MeFoSyLoMa, le 12 Mai 2006 Awatef Hicheur CEDRIC - CNAM Paris

2 Plan Problématique Formalismes de base - Logique de réécriture et Maude - ECATNets - Réseaux de Petri récursifs Les ECATNets récursifs - Modélisation et analyse de workflows flexibles Conclusion et travaux futurs

3 Problématique Expressivité des langages de modélisation des processus workflows Flexibilité et dynamique dans l’exécution des processus worflows Intégration de la vraie concurrence dans les modèles workflows

4 Automatisation partielle ou totale de processus de gestion dans lequel le transfert de données et de tâches, d’un participant à un autre, suit un ensemble de règles procédurales. Champs d’application Modélisation et coordination des processus de gestion, Gestion des documents et des images Support pour les processus ad hoc et les interactions de gestion inter-organisationelles Composition et orchestration des services Web : interaction B2B, B2C et G4C Workflow

5 Un Système de gestion de Workflow (Workflow Management System) est un système qui sert à définir, gérer et exécuter des procédures en exécutant des programmes dont l’ordre d’exécution est pré défini dans une représentation informatique de la logique de ces procédures. Plus de 250 systèmes de gestion de workflow disponibles sur le marché : IBM WebSphere MQ (MQSeries), IBM Lotus Notes, SAP, Open Text LiveLink, etc Les WFMS utilisent une large variété de langages et de concepts basés sur différents paradigmes (malgré les efforts de standardisation du WfMC) Workflow

6 Vérification et analyse des processus workflows Expressivité des langages de modélisation Difficile de modéliser les patterns de flots de contrôle : - invoquant des instances multiples - de synchronisation avancée - d’annulation Flexibilité et adaptabilité Situations et résultats inattendues dues aux déviations de l’environnement Utilisation des méthodes formelles pour la spécification des workflows (Réseaux de Petri, Machine à état, algèbres de processus..etc.) Limitations des WFMS actuels Modification dynamique, raffinement et spécification de la structure des processus en cours d’exécution Le traitement de l’exception fait partie du processus workflow

7 Objectif Construire un modèle formel pour la modélisation des processus workflows permettant : de capturer de manière concise les patterns workflow les plus complexes. d’introduire une flexibilité et une dynamique dans la planification et l’exécution des processus workflows d’exprimer correctement l’exécution des workflows selon la sémantique de vraie concurrence

8 Le modèle développé : ECATNets récursifs Combinaison saine des : 1) ECATNets 2) Réseaux de Petri récursifs Sémantique décrite en termes de logique de réécriture.

9 Logique de réécriture (J. Meseguer, 1992) est une logique qui permet de raisonner correctement sur les changements d’états d’un système non déterministe et concurrent, selon une sémantique de vraie concurrence Décrit un système concurrent ayant des états et évoluant en termes de transitions par une théorie de réécriture T=(Σ,E,L,R) - États du système formalisés par une théorie équationnelle (Σ,E) - Transitions locales formalisées par un ensemble de règles de réécriture rl [l]: t  t’ Une théorie de réécriture T=(Σ,E,L,R) est vue comme une spécification exécutable du système concurrent qu’elle formalise Maude (SRI International) Langage supportant les calculs en logique de réécriture Logique de Réécriture : notions de base

10 Combinaison saine des : Types abstraits algébriques (Donnée) Réseaux de Petri (Comportement) Sémantique décrite en termes de logique de réécriture Vérification / simulation des propriétés via un raisonnement formel Outils pour les ECATNets développés sur le système Maude Les ECATNets ECATNets : " Extended Concurrent Algebraic Term Nets ", ( M. Bettaz,1993)

11 ECATNets : Syntaxe Un exemple d’un ECATNet P‘ : S’P : S IC(p, t) DT(p, t) TC(t) CT(t, p’) IC(p, t) (Input Conditions) DT(p, t) (Destroyed Tokens) CT(t, p') (Created Tokens) TC(t) (Transition Conditions) : terme booléen multi ensemble de termes algébriques

12 - Condition : IC(p,t) (condition sur le marquage de la place d’entrée p) TC(t) (condition additionnelle booléenne) - IC(p, t) est valide pour chaque place en entrée de la transition t - L’expression TC(t) est évaluée vraie - Action : - Le marquage DT(p, t) est soustrait de chaque place d’entrée p de t - Le marquage CT(p‘, t) est créé dans chaque place de sortie p’ de t ECATNets : Sémantique P‘ : S’P : S IC(p, t) DT(p, t) TC(t) CT(t, p’) Un exemple d’un ECATNet

13 - Si IC(p,t)  mT Σ, s (X) + (Condition contextuelle positive). Cas 1. [IC(p, t)]  = [DT(p, t)] , cas usuel des réseaux de Petri t :  Cas 2. [IC(p, t)]   [DT(p, t)]  =  M t :    Cas 3. [IC(p, t)]   [DT(p, t)]    M t1 :  t2 :    IC(p, t) = IC1(p, t1)  IC1(p, t2), DT(p, t) = DT1(p, t1)  DT1(p, t2) IC1(p, t1) = DT1(p,t1), IC2(p, t2)  DT2(p, t2) =  M ECATNets : Règles de réécriture Une transition t est décrite par une règle de réécriture ( t: M  M’ ), M, M’ de sorte Marking Notation :  : union multi-ensembliste sur les pairs (ACI axioms)

14 - Si IC(p,t)  mT Σ, s (X) - (Condition contextuelle négative). Tester si IC(p,t) n’est pas totalement inclus dans M(p) t : if ([IC(p,t)]  \ ([IC(p,t)]   [M(p)]  ))=  M )  [false] - Si IC(p,t) =  M t : If ([M(p)]  =  M )  [true] - Si une conditition locale de franchissement TC(t) est associée à une transition t, la partie conditionnelle de la régle contiendra le compostant [TC(t)  true] ECATNets : Règles de réécriture Une transition t est décrite par une règle de réécriture ( t: M  M’ )

15 Les Réseaux de Petri récursifs (RdPR) Extension stricte des réseaux de Petri introduisant la dynamicité dans la structure (S.Haddad et al.1996) - Typage des transitions : élémentaire et abstraite L'état courant d’un RdP récursif est un arbre de réseaux (processus) marqués (dénotant la relation créateur/créé) - Chaque réseau a sa propre activité - Franchissement d’une transition abstraite dans un réseau : - Consommation des jetons spécifiés par les arcs entrant - Création d’un nouveau sous-réseau avec le marquage initial (paramétré) associé

16 Réseaux de Petri récursifs (RdPR) - Terminaison du réseau et de tous ses sous-réseaux fils - Production des jetons en sortie de la transition abstraite (dans le réseau père) qui lui a donnée naissance selon l’état de terminaison - Un état de terminaison est atteint dans un réseau (étape de coupure): - Franchissement d’une transition élémentaire dans un réseau : - Consommation et production de jetons (transition ordinaire d’un RdP) - Destruction des sous-arbres engendrés par les transitions abstraites désignées par la fonction partielle associée

17 P t abs P P’1 P1 t1 t2 P3P2 Un exemple illustratif RdPR P’2 Marquages finaux :  0={M(P3)>0}  1={M(P2)>0} Etat du réseau : Arbre de marquage ( Marquage étendu ) Une famille indexée de représentations effective d’ensembles semi-linéaires de marquages finaux Transition élémentaire Transition abstraite Indice de terminaison P1 Marquage initial

18  t abs P P’1 P1 t1 t2 P3P2 P’2 Etat du réseau : Arbre de marquage ( Marquage étendu ) Exemple illustratif (suite) P1 t abs Marquages finaux :  0={M(P3)>0}  1={M(P2)>0} P1

19  t abs P P’1 P1 t1 t2 P3P2 P’2 Etat du réseau : Arbre de marquage ( Marquage étendu ) Exemple illustratif (suite) P3 t abs Marquages finaux :  0={M(P3)>0}  1={M(P2)>0} P1

20  Coupure avec l’indice de terminaison t abs P P’1 P1 t1 t2 P3P2 P’2 Exemple illustratif (suite) P3 t abs Etat du réseau : Arbre de marquage ( Marquage étendu ) Marquages finaux :  0={M(P3)>0}  1={M(P2)>0} P1

21 P’1 t abs P P’1 P’2 Exemple illustratif Etat du réseau : Arbre de marquage ( Marquage étendu ) Marquages finaux :  0={M(P3)>0}  1={M(P2)>0} P1

22 ECATNets récursifs (RECATNets)

23 RECATNets Intégration de la récursivité dans les ECATNets « ordinaires » Un RECATNet est une structure RECATNet = (ECATNet, , K) tel que : – T = T abs  T elt –  : une famille indexée de conditions sur des marquages finaux – K : fonction partielle T elt  T abs   L’état d’un RECATNet est un arbre de réseaux marqués - Le franchissement d’une transition abstraite dans un réseau génère un sous-réseau - si état de terminaison atteint alors suppression du réseau généré (étape de coupure) Sémantique : Un RECATNet est décrit par une théorie de réécriture

24  Franchissement d’une transition abstraite dans un réseau -Condition : - IC(p, t) est valide pour chaque place en entrée de la transition t - L’expression TC(t) est évaluée vraie - Action : - Le marquage DT(p, t) est soustrait de chaque place d’entrée p de t - Création d’un sous-réseau fils avec CT(p  t) comme marquage initial RECATNets : syntaxe et sémantique CT( p  t) Transition abstraite P‘ : S’P : S IC(p, t) DT(p, t) CT/  i (p’,t) TC(t) Production en sortie de la transition t paramétrée selon l’état de terminaison  i du sous réseaux créé lors de son franchissement

25  Franchissement d’une transition élémentaire dans un réseau -Condition : - IC(p, t) est valide pour chaque place en entrée de la transition t - L’expression TC(t) est évaluée vraie - Action : - Le marquage DT(p, t) est soustrait de chaque place d’entrée p de t - Le marquage CT(p‘, t) est créé dans chaque place de sortie p’ de t - Si K( t,t abs j)=  i (défini), interrompre tous les sous-réseaux engendrés par t abs j avec l’état de terminaison  i P‘ : S’P : S IC(p, t) DT(p, t) TC(t) CT(t, p’) Transition élémentaire {t abs j,  i } RECATNets : syntaxe et sémantique

26 État d’un RECATNet [Ms 0, nullTransition, [Ms 1, t abs1, [Ms 1.1, t abs1.1, …] … [Ms 1.j, t abs1.j, … ] ] [Ms 2, t abs2, [Ms 2.1, t abs2.1, …] … [Ms 2.j, t abs2.j, … ] ] … [Ms n, t absn, [Ms n.1, t absn.1, …] … [Ms n.j, t absn.j, … ] ] ]. L’état courant d’un RECATNet RN est un arbre Tr de réseaux marqués représenté par le terme algébrique de la forme générale récursive : Ms0 Ms 1 Ms 2 Ms n Ms 1.1 Ms 1.j Ms 2.1 Ms 2.j Ms n.1 Ms 2.j Marquage du réseau racine t abs1 t abs2 t absn t abs1.j t abs1.1 t absn.1 t absn.j Marquage d’un sous-réseau Transition abstraite engendrant le sous réseau

27 fmod THREAD is Protecting STRUCTURE. Sorts Thread. op nullTransition : -> Transition. op nullThread : -> Thread. ***** Constante qui implemente le thread et l’arbre vide (  ) op [_,_,_] Marking TransitionAbs Thread -> Thread. op _ _: Thread Thread -> Thread [comm. Assoc id: nullThread]. op Initial : Making -> Thread. Var M : Marking. Eq Initial (M) = [ M, nullTransition, nullThread ]. endfm. L’état distribué des RECATNets est formalisé par la théorie équationelle suivante (syntaxe Maude) État d’un RECATNet

28 Cas 1: [IC(p,t)]  = [DT(p,t)]  rl [t elt ] : [ M , T, mTh ]  [M   CreateTokens(, mTh, t abs j, null), T, DeleteThread(mTh, t abs j)]. Cas 2: [IC(p,t)]   [DT(p,t)]  =  M rl [t elt ] : [ M  , T, mTh ]  [M   CreateTokens(, mTh, t abs j, null), T, DeleteThread(mTh, t abs j)]. RECATNets : Règles de réécriture (1/3) Une transition t élémentaire interrompant une transition abstraite t abs j avec l’index  i est décrite par une règle de réécriture (special elementary rule) (t elt (tabsj /  i) : Th  Th’ ) avec Th, Th’ de sorte Thread Une transition t élémentaire est décrite par une règle de réécriture (elementary rule) (t elt : M  M’ ) avec M, M’ de sorte Marking  Même forme pour les transitions des ECATNets ordinaires.

29 Cas 1: [IC(p, t abs )]  = [DT(p, t abs ) ] . rl [t absi ] : [M , T, mTh ]  [ M, T, mTh [  , t abs i, nullThread ] ]. Cas 2 : [IC(p, t abs ) ]   [DT(p, t abs )]  =  M rl [t absi ] : [ M  , T, mTh ]  [M , T, mTh [   , t abs i, nullThread] ] Une transition t abstraite est décrite par une règle de réécriture (abstract rule) ( t abs : Th  Th’ ) avec Th, Th’ de sorte Thread RECATNets : Règles de réécriture (2/3)

30 Si l’étape de coupure est associée à un réseau différent de la racine de l’arbre Tr crl [  i] : [Mf, Tf, [M , t absj, mTh] mThf ]  [Mf , Tf, mThf ] if  i  True Si l’étape de coupure est associée au réseau racine de l’arbre Tr crl [  i] : [M , nullTransition, mTh ]  nullThread if [  i  True] Une étape de coupure  est décrite par une règle de réécriture ( Pruning rule) (  i : Th  Th’ ) avec Th, Th’ de sorte Thread RECATNets : Règles de réécriture (3/3)

31 Propriété comportementale : atteignabilité Un RECATNet Une Théorie de réécriture Franchissement d’une transition (abstraite ou élémentaire) ou d’une étape de coupure Réécriture modulo ACI avec la règle de réécriture correspondante Propriété d’atteignabilité Preuve de déduction dans son modèle (Catégorie) Théorème : Étant donné un RECATNet RN associé à une théorie de réécriture RN-BEHAVIOR représentant un tel réseau et Tr, Tr’ deux états distincts de RN. L’état Tr est accessible à partir de Tr, si et seulement si, le réécriture [Tr]  [Tr’] est prouvable dans la théorie RN-BEHAVIOR utilisant les règles de déduction appropriées.

32 Les RECATNets pour la modélisation des workflows  Les transitions élémentaires : tâches élémentaires  Les transitions abstraites : tâches abstraites définies sur la base de plusieurs plans d’actions à entreprendre : 1) Planification conditionnelle - un plan d’actions est défini par : - le contexte d’exécution (marquage initial) - le résultat attendu (but à atteindre) 2) Définir des processus de synchronisation : Synchronisation de processus avec ou sans connaissance a priori durant la phase d’exécution selon leurs états de terminaison L’objectif : modélisation de processus workflows flexibles dont la structure évolue selon le contexte d’exécution.

33 Avantages Notation graphique, représentation explicite des états (ressources) et fondation formelles (Logique de réécriture). Abstraction des structures de données via les spécifications algébriques et sémantique de vraie concurrence via la Logique de Réécriture : vérification formelle de propriétés exécution et analyse via l’outil MAUDE Test des contextes négatifs et positifs Modélisation via la récursivité des patterns de flot de contrôle les plus complexes : invoquant des instances multiples de synchronisation avancée d'annulation Via la création dynamique de réseaux Via les étapes de coupures

34 Intégration une flexibilité et une dynamique dans la planification et l’exécution des workflows : Alterner planification, modification de la planification et exécution du processus workflow Dédoublement et création dynamique de processus Traitement des exceptions : Incorporer le traitement de l’exception dans le processus workflow Raffinement dynamique du processus Redistribution des ressources Avantages

35 Commande en ligne Service de vente en ligne d’ordinateurs Service de carte de crédit Service recherche en stock du fournisseur (i) Client Exemple : « online shopping workflow »

36  0 : (Pr, Rq, NotOk)  M(P EndRequest )  1 : (Pr, Rq, Ok)  M(P EndRequest )  2 : M(P EndVerifCode ) = NotOk  3 : [M(P EndVerifCode ) = Ok ]  [M(P RepProvOk )= M(P TestRequest )]  4 : M(P RepProvNotOk )   Exemple : « online shopping workflow » Modélisation à l’aide des RECATNets OrderResult Order Cust.Order    Built PC OrderAccepted <4><4> [(N, code, listCmd, CmdState)] VerifandRequestProv [(N, code, listCmd, CmdState)] [(N, code, listCmd, rejected)] [(N, code, listCmd, notAvailable)] [(N, code, listCmd,readyToBuilt)] [(N, code, listCmd,PcBuilt)] [(N, code, listCmd,readyToBuilt)] OrderReceived

37 RequestOk EndRequest (Pr,Rq,OK) (Pr,Rq,NotOK) RequestNotOk Request RequestReceived ReceiveRequest (Pr,Rq) CodeOk CodeNot Ok EndVerifCode NotOK Ok VerifCard CodeReceived ReceiveCode Code Order TestRequest ReceiveListRequest RepProv OK L =  L   RepProvNot OK RequestReady (Pr,Rq) SandRequest (Pr,Rq) RProvid L Tail (L) L  0 : (Pr, Rq, NotOk)  M(P EndRequest )  1 : (Pr, Rq, Ok)  M(P EndRequest )  2 : M(P EndVerifCode ) = NotOk  3 : [M(P EndVerifCode ) = Ok ]  [M(P RepProvOk )= M(P TestRequest )]  4 : M(P RepProvNotOk )   Exemple : « online shopping workflow » Modélisation à l’aide des RECATNets

38 Exemple : séquence de franchissement OrderResult Order Cust.Order    Built PC OrderAccepted <4><4> [(N, code, listCmd, CmdState)] VerifandRequestProv [(N, code, listCmd, CmdState)] [(N, code, listCmd, rejected)] [(N, code, listCmd, notAvailable)] [(N, code, listCmd,readyToBuilt)] [(N, code, listCmd,PcBuilt)] [(N, code, listCmd,readyToBuilt)] OrderReceived [, nullTransition, nullThread ] Initial (

39 CodeOk CodeNot Ok EndVerifCode NotOK Ok VerifCard CodeReceived ReceiveCode Code Order TestRequest ReceiveListRequest RepProv OK L =  L   RepProvNot OK RequestReady (Pr,Rq) SandRequest (Pr,Rq) RProvid L Tail (L) L [, nullTransition, nullThread ] Initial ( [  M, nullTransition, [      VerifandRequestProv, nullThread ] ] Order ; VerifAndRequest Exemple : séquence de franchissement OrderResult Order Cust.Order    Built PC OrderAccepted <4><4> [(N, code, listCmd, CmdState)] VerifandRequestProv [(N, code, listCmd, CmdState)] [(N, code, listCmd, rejected)] [(N, code, listCmd, notAvailable)] [(N, code, listCmd,PcBuilt)] [(N, code, listCmd,readyToBuilt)] OrderReceived

40 CodeOk CodeNot Ok EndVerifCode NotOK Ok VerifCard CodeReceived ReceiveCode Code Order TestRequest ReceiveListRequest RepProv OK L =  L   RepProvNot OK RequestReady (Pr,Rq) SandRequest (Pr,Rq) RProvid L Tail (L) L Exemple : séquence de franchissement [  M, nullTransition, [      VerifandRequestProv, nullThread ] ] ReceiveCode // (ReceiveListRequets ; ReceiveListRequets) OrderResult Order Cust.Order    Built PC OrderAccepted <4><4> [(N, code, listCmd, CmdState)] VerifandRequestProv [(N, code, listCmd, CmdState)] [(N, code, listCmd, rejected)] [(N, code, listCmd, notAvailable)] [(N, code, listCmd,PcBuilt)] [(N, code, listCmd,readyToBuilt)] OrderReceived

41 Exemple : séquence de franchissement CodeOk CodeNot Ok EndVerifCode NotOK Ok VerifCard CodeReceived ReceiveCode Code Order TestRequest ReceiveListRequest RepProv OK L =  L   RepProvNot OK RequestReady (Pr,Rq) SandRequest (Pr,Rq) RProvid L Tail (L) L [  M, nullTransition, [      VerifandRequestProv, nullThread ] ] OrderResult Order Cust.Order    Built PC OrderAccepted <4><4> [(N, code, listCmd, CmdState)] VerifandRequestProv [(N, code, listCmd, CmdState)] [(N, code, listCmd, rejected)] [(N, code, listCmd, notAvailable)] [(N, code, listCmd,PcBuilt)] [(N, code, listCmd,readyToBuilt)] OrderReceived RequestOk EndRequest (Pr,Rq,OK) (Pr,Rq,NotOK) RequestNotOk Request RequestReceived ReceiveRequest (Pr,Rq) RequestOk EndRequest (Pr,Rq,OK) (Pr,Rq,NotOK) RequestNotOk Request RequestReceived ReceiveRequest (Pr,Rq) [  M, nullTransition, [    , VerifandRequestProv, [, SandRequest, nullThread] [, SandRequest, nullThread ] ] ] (SandRequest ; SandRequest)

42 Exemple : séquence de franchissement CodeOk CodeNot Ok EndVerifCode NotOK Ok VerifCard CodeReceived ReceiveCode Code Order TestRequest ReceiveListRequest RepProv OK L =  L   RepProvNot OK RequestReady (Pr,Rq) SandRequest (Pr,Rq) RProvid L Tail (L) L OrderResult Order Cust.Order    Built PC OrderAccepted <4><4> [(N, code, listCmd, CmdState)] VerifandRequestProv [(N, code, listCmd, CmdState)] [(N, code, listCmd, rejected)] [(N, code, listCmd, notAvailable)] [(N, code, listCmd,PcBuilt)] [(N, code, listCmd,readyToBuilt)] OrderReceived RequestOk EndRequest (Pr,Rq,OK) (Pr,Rq,NotOK) RequestNotOk Request RequestReceived ReceiveRequest (Pr,Rq) RequestOk EndRequest (Pr,Rq,OK) (Pr,Rq,NotOK) RequestNotOk Request RequestReceived ReceiveRequest (Pr,Rq) [  M, nullTransition, [    , andRequestProv, [, SandRequest, nullThread] [, SandRequest, nullThread ] ] ] [  M, nullTransition, [   , VerifandRequestProv, [,SandRequest, nullThread ] [, SandRequest, nullThread ] ] ] CodeNotOk // ReceiveRequest // ReceiveRequest

43 Exemple : séquence de franchissement OrderResult Order Cust.Order    Built PC OrderAccepted <4><4> [(N, code, listCmd, CmdState)] VerifandRequestProv [(N, code, listCmd, CmdState)] [(N, code, listCmd, rejected)] [(N, code, listCmd, notAvailable)] [(N, code, listCmd,PcBuilt)] [(N, code, listCmd,readyToBuilt)] OrderReceived [  M, nullTransition, [   , VerifandRequestProv, [,SandRequest, nullThread ] [, SandRequest, nullThread ] ] ] [, nullTransition, nullThread ]  2

44 Exemple : Implémentation dans Maude Plate-forme utilisée : version de Maude sous Linux

45 Conclusion Intégration de la récursivité dans les ECATNets : intérêt dans la modélisation de processus workflows flexibles. Logique de réécriture : exprimer la sémantique des RECATNets de manière naturelle Le system Maude : créer un environnement d’exécution et d’analyse pour les RECATNets - Dispose d’un ensemble d’outils permettant le raisonnement formel sur les spécifications produites  Model checking (on the fly LTL model checker)

46 Extension du modèle : Définir des mécanismes additionnels - Paramétrer le marquage initial et l’état de terminaison des sous-réseaux par la profondeur de la récursion Analyse comportementale - Vérification de propriété (Soundness property) Assurer le comportement correct du workflow sous jacent (pas de deadlock, pas de tâches irréalisables, terminaison propre) - Model checking Définir formellement la relation entre les RECATNets et les RdPRs (La théorie des catégories) Travaux futurs

47 Bibliographie de base [AaHK00] W.M.P. van der Aalst, A.H.M. ter Hofstede, B. Kiepuszewski, and A.P. Barros. Advanced Workflow Patterns. In LNCS volume Springer-Verlag, Berlin, [BeMa92] M. Bettaz,M. Maouche « How to specify non determinism and true concurrency with algebraic terms nets », in LNCS, No 655, Springer- Verlag, 1992, pp [HaPo00] S. Haddad and D. Poitrenaud.Modelling and analyzing systems with recursive Petri nets. (WODES'2000), pages , Belgium Kluwer Academic Publishers. [Mes92] J. Meseguer, Conditional Rewriting Logic as Unified Model of Concurrency. TCS Vol. 96 pages , 1992


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