Spécification d’un modèle de protocole : Promela Azza Ouled Zaid Institut Supérieur d’Informatique 2ème année Cycle Ingénieur

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.

Qu'est ce que la vérification ? Specification (What we want) Implementation (What we get) Desin verification La vérification est l'opération qui, dans la pratique, tente de s'assurer qu'une implémentation est compatible avec la spécification

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

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.

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, + tracer jusqu’à l’erreur Explosion d’états: l’espace d’états grandit exponentiellement mais sera toujours un nombre fini. OUI,la propriété est satisfaite

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.

Approches Classique et “Moderne” Classic Approach Modern Approach (initial) Design (manual) abstractions Abstract Verification Model Model Checker Abstract Verification Model refinement techniques abstraction techniques C, Java Implementation Implementation Abstraction is the key activity in both approaches. To cope with the state space explosion.

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

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

Promela Un programme Promela est une liste de déclarations de processus, de canaux et des variables

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

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

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, ...).

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];

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.

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 () {

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.

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;

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() }

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() }

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

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 }

Modèle Promela Un modèle Promela consiste de : Déclaration des types Déclaration des canaux Déclaration des variables globales Déclaration des processus [processus init] mtype, constants, typedefs (records) chan ch = [dim] of {type, …} asynchronous: dim > 0 rendez-vous: dim == 0 - simple vars - structured vars - vars can be accessed by all processes behaviour of the processes: local variables + statements initialises variables and starts processes

Example of a Promela model Modèle Promela Example of a Promela model 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) { toR ? m; init { run Sender(); run Receiver(2); } message types (constants) “record” declaration channel declaration global variable Inputs/outputs 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 local variable creates processes

The body consist of a sequence of statements. Processus (1) Un type de processus (proctype) consiste de Un nom Une liste de paramètres formelles Déclaration des variables locales Un corps formal parameters name 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 } local variables body The body consist of a sequence of statements.

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 exécutable x < 27 exécutable si la valeur de x est inferieure à 27 3 + x exécutable si x n’est pas égale à –3 executable/blocked depends on the global state of the system.

Formulations du problème (2) Statements are separated by a semi-colon: “;”. Formulations du problème (2) or by the equivalent “->” skip est toujours exécutable. “ne fait rien”, elle change uniquement le compteur du processus run 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; } Executable if Noot can be created… Can only become executable if some other process makes x greater than 2.

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.

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.

Promela: exemple 1 init { printf(’’hello world\n”) } Vérification run: 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 ;    

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. $ spin -t -p -g phil

Remarques Une seule valeur par message plusieurs valeurs 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

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

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 }

Promela: exemple Proctype PGCD(int x, y) { do skip } :: (x > y) -> x = x – y :: (x < y) -> y = y – x :: (x == y) -> goto done od; done: skip }

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 temporisateurcrucial pour la validation

Modélisation des timeouts proctype watchdog() { do :: timeout -> guard!reset od } 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 */

Promela: exemple 2 Objectif : formalisation du comportement de la couche inférieure

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)

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.

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

Modèle d’un canal non idéal proctype lower(chan fromA, toA, fromB, toB) { byte d; bit b; e do :: fromA?data(d,b) -> if :: toB!data(d,b) /* correct */ :: toB!error /* distorted */ fi :: fromB?control(b) -> :: toA!control(b) :: toA!error od }

Modèle d’un canal non idéal Pour modéliser la possibilité de perte de message, ajouter l’option skip skip 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.

Modélisation de l’émetteur A proctype A(chan in, out) { byte mt; /* message de données */ bit at; /* bit alterné */ bit vr; /* bit de verificat° */ e FETCH; /* chercher un nouv mess */ out!data(mt,at); /* l’envoyer */ do :: in?control(vr) -> /* attendre la réponse */ if :: (vr == 1) -> /* emission correcte */ FETCH; /* nouv message */ at = 1-at /* complement à un */ :: (vr == 0) -> /* envoyer erreur */ skip /* ne pas chercher */ fi; out!data(mt,at) :: in?error(vr) -> /* recevoir erreur */ od } #define FETCH mt = (mt+1)%MAX

Modélisation du recepteur B proctype B(chan in, out) { byte mr; /* message de données */ byte last_mr; /* nbr du dernier message sans erreur */ bit ar; /* bit alterné */ bit lar; /* ar du dernier message sans erreur */ e do :: in?error(mr,ar) -> out!control(0) :: in?data(mr,ar) -> out!control(1); if :: (ar == lar) -> skip :: (ar != lar) -> ACCEPT; lar = ar; last_mr = mr fi od } #define ACCEPT assert(mr == (last_mr+1)%MAX)

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

Modèle d’initiation : init #define N 2 #define MAX 8 #define FETCH mt = (mt+1)%MAX #define ACCEPT assert(mr == (last_mr+1)%MAX) e mtype = { data, control, error }; #include "lynch0.A "   #include "lynch0.B" #include "lynch0.C" init { chan fromA = [N] of { byte, byte, bit }; chan toB = [N] of { byte, byte, bit }; chan fromB = [N] of { byte, bit }; chan toA = [N] of { byte, bit }; atomic { run A(toA, fromA); run B(toB, fromB); run lower(fromA, toA, fromB, toB) }

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

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

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

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