L’alg`ebre des M-nets

Afin de passer des r´eseaux color´es aux M-nets, nous commen¸cons par ajouter des

annota-tions. Un M-net est un r´eseau color´e ´etiquet´e (S, T, ι) o`uιest une fonction d’inscription

sur les ´el´ements du r´eseau, plus complexe que celle consid´er´ee jusque-l`a.

L’´etiquette d’une places∈S estι(s)=^df λ(s).τ(s) o`uτ(s)⊆Val est le type de la place

etλ(s)∈S]Best sonstatutindiquant la nature de cette place. Si le statut este, la place

est uneplace d’entr´ee; un statutxindique uneplace de sortie(lexvenant du motexit) ;

le statut i est celui des places internes. Ces trois types de places sont appel´ees places

de contrˆole de flot (ou simplement places de contrˆole) puisque leur marquage refl`ete

l’activit´e du M-net. Les autres ´etiquettes (dans {b} ]B; les lettres b viennent du mot

buffer) indiquent des places d´edi´ees aux communications asynchrones entre transitions,

nous les appelons les places de liens. Une ´etiquette b correspond `a une place de liens

ferm´ee, c’est-`a-dire une place de liens qui sert `a des communications priv´ees. Les autres

places de liens sontouvertes et on peut y ajouter des liens vers de nouvelles transitions.

Une transition t ∈ T peut porter deux types d’´etiquettes. S’il s’agit d’une

transi-tion de communicatransi-tion, c’est-`a-dire un ´ev´enement potentiellement communiquant, elle

a l’´etiquette ι(t) =^df α(t).γ(t) o`u γ(t) est la garde de la transitions et α(t) est un

multi-ensemble d’actions permettant les communications synchrones. Une action est de la

forme a(x₁, . . . , xk) o`u a ∈ A est un symbole d’action d’arit´e ar(t) = k (si k = 0, les

parenth`eses sont omises) et chaque xi est une valeur (dans Val) ou une variable (dans

Var). Une transition hi´erarchique est ´etiquet´ee par ι(t) ∈ X, elle est destin´ee `a ˆetre

substitu´ee par un M-net et correspond donc `a une«m´eta-action ».

Sur les arcs, le mod`ele des M-nets utilise des annotations qui peuvent ˆetre tr`es

com-plexes [Dev+02]. Il n’est pas utile de les pr´esenter dans ce m´emoire ; il nous suffit de

savoir que, dans tous les cas, le franchissement d’une transition entraˆıne l’´evaluation

des annotations d’arcs en ´el´ements de mult(Val). Les seuls annotations que nous

utili-serons seront donc des multi-ensembles de valeurs et d’expressions (souvent de simples

variables), comme pour les r´eseaux color´es pr´esent´es auparavant.

Restrictions syntaxiques. Pour qu’un M-net soit syntaxiquement correct, il doit

respec-ter certaines restrictions par rapport aux possibilit´es d´ecrites ci-dessus. Ces restrictions

ont pour but d’assurer de bonnes propri´et´es au mod`ele.

1. Un M-net doit ˆetreex-restreint, c’est-`a-dire poss´eder au moins une place d’entr´ee

(de statute) et une place de sortie (de statutx) de types non vides.

2. Il doit ˆetreex-orient´e, ce qui signifie que les arcs aboutissant `a des places d’entr´ee

ou partant de places de sortie sont interdits.

3. Il doit ˆetre T-restreint, ce qui correspond `a forcer chaque transition `a avoir au

moins un arc entrant venant d’une place de contrˆole de type non vide et un arc

sortant allant vers une telle place.

4. Enfin, un M-net doit ˆetreB-restreint, c’est `a dire qu’il doit poss´eder, pour chaque

b ∈ B, une et une seule place de statut b, et qu’il n’existe pas d’arc entre une

transition hi´erarchique et une place de liens.

Un M-net qui respecte toutes ces contraintes est ditbien form´e.

Le rˆole des deux premi`eres contraintes est de permettre la compositions de M-nets par

les op´erateurs de contrˆole de flot. La T-restriction permet d’assurer certaines propri´et´es

des marquages (voir par exemple le th´eor`eme 3). Quant `a la B-restriction, elle sert

principalement `a simplifier les d´efinitions et les preuves.

Ensembles et marquages distingu´es. Etant donn´e un M-net^´ N, nous distinguons

plu-sieurs ensembles de places particuliers :

• Nⁱ est l’ensemble des places internes de N (avec le le statut i) ;

• N^x est l’ensemble des places de sortie de N (de statut x) ;

• Ncest l’ensemble des places de contrˆole de flot deN (portant le statute,iou x) ;

• Nf est l’ensemble des places de liens ouvertes de N (dont le statut est dansB, le

f vient rappeller que ces places peuvent fusionner) ;

• N^b est l’ensemble des places de liens ferm´ees deN (de statut b).

Nous appelonsplaces d’interfaces les places de Ne]Nx.

´

Etant donn´es un marquageM d’un M-netN etε∈ {e,i,x,c,f,b}, nous notonsMεle

marquageM restreint aux places deNε.

Nous distinguons aussi trois marquages d’un M-netN :

• le marquage videM_∅(N) dans lequel aucune place n’est marqu´ee ;

• le marquage d’entr´ee Me(N) dans lequel chaque place s ∈ N^e est marqu´ee par

son type τ(s), les autres places ayant le marquage vide ;

• le marquage de sortie Mx(N) dans lequel chaque place de sortie s ∈ Nx est

marqu´ee par τ(s), toutes les autres places ´etant vides.

Le comportement dynamique d’un M-net d´ebute typiquement par le marquage d’entr´ee,

qui est donc un ´etat initial. Le marquage de sortie (qui peut ne pas ˆetre atteint)

corres-pond `a un ´etat final, depuis lequel le M-net ne peut plus ´evoluer (puisqu’il est ex-orient´e

et T-restreint).

Un marquageM d’un M-netN est ditinitial siMe=Me(N) etMx=Mi=M_∅(N).

La diff´erence entre le marquage d’entr´ee et un marquage initial, lorsqu’il y en a une, tient

donc aux jetons contenus dans les places de liens. De mani`ere similaire, un marquage est

ditfinal s’il est ´egal au marquage de sortie deN auquel on a ´eventuellement ajout´e des

jetons dans les places de liens.

La raison pour introduire la notion de marquage initial et final en plus de celle de

marquage d’entr´ee et de sortie est la pr´esence des places de liens. En effet, consid´erons

le M-net N₃.3 de la figure 3.3.

.

.

•^{⇐ ⇒}

Figure 3.3 —Le M-net N3.3 avec son marquage d’entr´ee.

Le r´eseau N3.3 peut franchir sa transition. Il est alors dans un marquage final et

non dans son marquage de sortie puisque la place de liens ferm´ee contient un jeton.

D’une mani`ere similaire, un marquage initial diff´erent du marquage d’entr´ee peut ˆetre

rencontr´e quand un r´eseau tel que N_3.3 est ex´ecut´e plusieurs fois de suite (la place de

liens accumulant un nouveau jeton `a chaque ex´ecution du r´eseau).

Repr´esentation graphique. Nous adoptons pour les M-nets la mˆeme pr´esentation que

pour les r´eseaux color´es. Les transitions hi´erarchiques sont mises en valeur par un double

bord et nous ajoutons les simplifications suppl´ementaires suivantes :

• pour une transitiont, l’´etiquetteγ(t) n’est indiqu´ee que si elle n’est pas vide ;

• les places de liens non marqu´ees et non connect´ees `a des transitions ne sont pas

repr´esent´ees ;

• le statut des places est donn´e de mani`ere graphique plutˆot que par une ´etiquette

explicite (sauf quand cette ´etiquette est dansB, auquel cas elle doit ˆetre donn´ee).

La figure 3.4 r´esume ces notations ;

• les deux parties d’une ´etiquette de transition (actions et gardes) sont indiqu´ees

`a des position diff´erentes autour de la transition au lieu d’ˆetre connect´ees par un

point. Cela n’entraˆıne pas d’ambigu¨ıt´e.

.

.

⇐ ⇒

b₁

Figure 3.4 —De gauche `a droite : une place d’entr´ee, une place interne, une

place de sortie, une place de liens ferm´ee et une place de liens ouverte (pour

le symbole de lien b1∈B).

3.3.1 Communications entre transitions

Les communications dans les M-nets se font par deux moyens : la synchronisation de

transitions et les liens asynchrones. Dans les deux cas, des op´erateurs permettent de

contrˆoler la fa¸con dont les communications sont ´etablies.

Communications synchrones. L’op´erateur permettant de synchroniser des transitions

est la synchronisation, not´ee sy. Si N est un M-net et a ∈ A un symbole d’action

d’arit´e ar(a) = k, le M-net Nsya est obtenu `a partir de N dans lequel chaque paire

de transitions (t₁, t₂) portant des actions conjugu´eesa(x₁, . . . , xk) etba(y₁, . . . , yk) donne

lieu `a une nouvelle transition correspondant `a l’ex´ecution simultan´ee de t₁ ett₂. Pour

cela, les param`etres des actions sont unifi´es et la nouvelle transition h´erite des arcs det1

ett₂. La d´efinition formelle de la synchronisation est complexe [Bes⁺98, Dev⁺98]. Dans

ce m´emoire, il nous suffit d’en comprendre le principe qui est illustr´e sur la figure 3.5.

Il est important de noter les points suivants.

• La synchronisation pr´esent´ee sur la figure 3.5 implique une seule paire de

tran-sitions. En g´en´eral, l’application de la synchronisation cr´ee autant de nouvelles

transitions qu’il y a de paires telles que (t₁, t₂) dans cet exemple.

• Les param`etres des actions sont unifi´es dans les nouvelle transitions (dans

l’exem-ple, on a utilis´e l’unificateur {x 7→z, y 7→z}). C’est ainsi que la communication

devient possible.

• On choisit un unificateur arbitraire pour chaque paire de transitions. Le r´esultat

de la synchronisation d´epend donc du choix des unificateurs, mais les diff´erents

r´eseaux sont tous ´equivalents par renommage de variables.

• Les actions utilis´ees pour la synchronisation d’une paire de transitions sont

.

.

⇐ ⇐ ⇐

{1,2,3}

⇒ {1,2,3,4} _⇒

t₁ ^a1(x),

a₂(1,x) ca₁(y) t₂

x

x

y+1 Le M-netN3.5dans lequel les

transitionst1 ett2peuvent ˆetre

franchies ind´ependamment.

.

.

⇐ ⇐ ⇐

{1,2,3}

⇒ {1,2,3,4} _⇒

t₁ ^a1(x),

a₂(1,x) t₂ ca₁(y)

x

x

y+1

t a₂(1,z)

z

z

z+1

Le M-netN3.5sya1. Le

franchissement de la nouvelle

transitiontest ´equivalent au

franchissement simultan´e det1

ett2.

Figure 3.5 —Synchronisation dans les M-nets.

• La synchronisation, comme toutes les op´erations sur les M-nets, est purement

statique : on modifie la structure d’un M-net de mani`ere `a assurer que ses

com-portement seront ceux que nous souhaitons. Cet aspect statique est tr`es diff´erent

de la synchronisation dynamique rencontr´ee dans les alg`ebres de processus comme

CCS [Mil80, Mil83, Mil89].

La synchronisation n’est pas suffisante pour obtenir un mod`ele satisfaisant des

com-munications synchrones : nous voyons dans l’exemple que le franchissement de t n’est

pas obligatoire et que le r´eseau peut continuer `a ex´ecuter t₁ et t₂ ind´ependamment.

Pour forcer le comportement synchrone, on utilise l’op´eration de restriction d’actions

(ou simplement restriction) rsaqui supprime les transitions portant des actions bas´ees

sura. La figure 3.6 pr´esente le r´esultat de l’op´erationrsa₁ sur le r´eseau donn´e au bas de

la figure 3.5. Nous pouvons observer que la restriction revient simplement `a supprimer

des transitions avec leurs arcs adjacents.

Presque syst´ematiquement, synchronisation et restriction sont suivies l’une de l’autre.

Afin de simplifier leur utilisation, on d´efinit l’op´eration de scoping qui combine les

deux autres : ´etant donn´es un M-net N et un symbole d’action a, on d´efinit Nsca =^df

(Nsya)rsa.

Les op´erations de synchronisation, restriction et scoping sont toutes commutatives

(chacune avec elle mˆeme). On peut donc les ´etendre sans difficult´e `a des ensembles de

symboles. Soit {a₁, . . . , ak} ⊆A, on d´efinit :

Nsy{a1, . . . , ak}=^df Nsya1· · ·syak ,

Nrs{a₁, . . . , ak}=^df Nrsa₁· · ·rsak ,

Nsc{a₁, . . . , a_k}= (^df Nsya₁sy sca_k)rsa₁· · ·rsa_k .

52

.

.

⇐ ⇐ ⇐

{1,2,3}

⇒ {1,2,3,4} _⇒

t a₂(1,z)

z

z

z+1

Dans le M-net (N3.5sya1)rsa1,

les transitionst1 ett2 ayant ´et´e

supprim´ees, seul le

franchissement simultan´e reste

possible.

Figure 3.6 —Restriction dans les M-nets.

Pour simplifier les explications, nous consid´ererons parfois s´epar´ement deux transitions

synchronis´ees. Dans l’exemple de la figure 3.6, nous dirons volontiers«le franchissement

de t₁ entraˆıne celui de t₂ » plutˆot que le « franchissement du r´esultat de la

synchro-nisation de t1 et t2 ». Mˆeme si les transitions que nous citons ont en fait disparu, les

explications se d´ecomposent plus facilement en les consid´erant s´epar´ement.

Communications asynchrones. L’autre aspect des communications dans les M-nets est

r´ealis´e au moyen des places de liens : certaines transitions peuvent y placer des jetons que

d’autres pourront consommer plus tard, r´ealisant ainsi une communication asynchrone.

Le principe des liens asynchrones est que les places de liens ouvertes sont

automatique-ment fusionn´ees lorsqu’on compose plusieurs M-nets au moyen des op´erateurs de contrˆole

de flot de l’alg`ebre. La d´efinition formelle de cette fusion est donc donn´ee dans la section

suivante, avec la d´efinition de ces op´erateurs.

Intuitivement, l’application d’un op´erateur de contrˆole de flot juxtapose les M-nets

qu’il prend en argument et combine leurs places d’interface pour forcer le comportement

souhait´e. Par exemple, siN1 etN2 sont deux M-nets, N1kN2 est un nouveau M-net qui

s’obtient en mettant cˆote `a cˆote les deux M-nets qui le composent, sans modifier leurs

places de contrˆole de flot ni les places de liens ferm´ees. Par contre, les places de liens

ouvertes portant le mˆeme symbole de liens sont fusionn´ees. Ce principe est illustr´e sur

la figure 3.7.

.

.

⇐

a(x)

•

⇒

1

b1

{1,2}

•

b2

x

.

.

•⇐

⇒

b₁

{2,3} ^x

x

.

.

⇐

a(x)

x∈{1,2}

•

⇒

• ⇐

x∈{2,3}

⇒

1

b₁

{1,2,3}

•

b2

x

x

x

Figure 3.7 — De gauche `a droite, les M-netsN1, N2 et N1kN2 dans lequel

les places de liens issues des deux r´eseaux qui le composent ont fusionn´e.

Nous pouvons r´esumer les caract´eristiques importantes de la fusion de places.

• Le type des places `a fusionner peut ˆetre diff´erent, dans ce cas, la place r´esultante

`a pour type l’union des types des places fusionn´ees.

• Lorsque les places fusionn´ees n’ont pas le mˆeme type, la garde des transitions

est augment´ee afin d’assurer qu’il n’existe pas de nouvelle valuation qui la rende

franchissable.

En plus de cette fusion automatique des places de liens ouvertes, l’alg`ebre des M-nets

propose un moyen de rendre priv´ees les communications ´etablies sur un lien. Pour cela,

on utilise l’op´eration de restriction de liens, not´ee tie. Si N est un M-net et b ∈ B un

symbole de lien, Ntiebest un nouveau M-net qui est obtenu `a partir deN dans lequel

la place de liens de statutb re¸coit le statutb∈S, et auquel une nouvelle place isol´ee de

statut b et de type vide est ajout´ee (pour conserver la B-restriction). Formellement, si

N = (S, T, ι), alorsNtieb est le r´eseau N0 = (S0, T0, ι0) d´efini par :

• S0 df

=S]{s_b} et, pour toute places∈S0,

ι⁰(s)=^df







b.∅ si s=s_b,

b.τ(s) si λ(s) =b,

ι(s) sinon ;

• T⁰ =^df T et pour toute transition t∈T⁰,ι⁰(t)=^df ι(t) ;

• pour toute places∈S et toute transitiont∈T⁰,ι⁰(s, t)=^df ι(s, t),ι⁰(t, s)=^df ι(t, s)

etι0(s_b, t)=^df ι0(t, s_b) =∅.

Comme pour la synchronisation, la restriction et le scoping, nous pouvons ´etendre

la restriction de liens `a des ensembles de symboles de liens (nous pouvons facilement

v´erifier que tie commute avec lui-mˆeme). Pour {b₁, . . . , b_k} ⊆ B et un M-net N, nous

avons donc :

Ntie{b₁, . . . , bk}=^df Ntieb₁· · ·tiebk .

3.3.2 Contrˆole de flot et substitution de transitions

En plus des op´erateurs de communication, l’alg`ebre des M-nets propose des op´erateurs

de contrˆole de flot permettant de composer des M-nets pour forcer l’ordre de leurs

ex´ecutions. Plus pr´ecis´ement, si N₁, N₂ et N₃ sont des M-nets, on peut les composer

d’une des fa¸cons suivantes.

• Composition parall`ele : N₁kN₂. Les deux r´eseaux peuvent s’ex´ecuter en

concur-rence.

• Composition s´equentielle :N1;N2.L’ex´ecution du r´esultat commence par celle de

N₁ et est suivie par celle de N₂ apr`es la terminaison de N₁.

• Choix : N₁¤N₂.Seul l’un des deux r´eseaux compos´es peut s’ex´ecuter.

• It´eration : [N1 ∗N2 ∗ N3]. L’ex´ecution du r´esultat commence par celle de N1

(initialisation), est suivie d’un nombre arbitraire d’ex´ecutions de N₂ (r´ep´etition)

et est termin´ee par une ex´ecution de N₃ (terminaison).

Les op´erateurs de contrˆole de flot sont tous synth´etis´es `a partir d’un op´erateur de

substitution de transitions (aussi appel´eraffinement) qui permet de remplacer par des

M-nets des transitions ´etiquet´ees par une action hi´erarchique.

Substitution de transitions. Cet op´erateur est tr`es g´en´eral et permet toutes sortes de

substitutions sans restrictions. La substitution de transitions est un m´ecanisme tr`es

com-plexe qui a ´et´e au centre d’une th`ese [Rie99] et de plusieurs articles [Dev+97, Dev+02,

Dev⁺98]. Il n’est pas utile dans le cadre de cette th`ese de pr´esenter toute la

g´en´era-lit´e de cette op´eration car nous l’utiliserons dans des cas simples uniquement. En fait,

cette g´en´eralit´e a ´et´e introduite avec grand soin et l’op´eration a finalement toujours le

comportement qu’on en attend intuitivement. La complexit´e peut donc rester cach´ee et

nous pouvons profiter de l’op´eration comme d’un outil bien con¸cu, sans nous soucier des

d´etails de sa r´ealisation.

Soient N,N1, . . .,Nk des M-nets et {X1, . . . ,Xk} ⊆X un ensemble d’actions

hi´erar-chiques. Le M-netN⁰ =^df N[X₁ ←N₁, . . . ,Xk ←Nk] (aussi not´eN[Xi ←Ni |1≤i≤k])

est N dans lequel chaque transition hi´erarchique ´etiquet´ee par Xi a ´et´e remplac´ee par

une copie de N_i (pour 1 ≤ i ≤ k). Pour substituer une transition t par un N_i, il faut

d’abord remplacertpar une copie deNi priv´e de ses places d’interfaces, ensuite, le«

re-collement » de Ni `a N se fait de la fa¸con suivante : les arcs partant des places de Ne

i

sont attach´es aux places de•tet les arcs allant aux places deNx

i le sont `a celle det•; les

annotations ´etant modifi´ees en cons´equence.

Dans le M-netN[Xi←Ni |1≤i≤k], chaque transitionti de N telle que ι(ti) =Xi,

est substitu´ee par une copie de N_i. Pour effectuer cette copie, chaque transition t et

chaque place internesdeNi est renomm´ee enti.tetti.srespectivement. Ce renommage

est effectu´e pour chaque copie deNi. Cette mani`ere de faire garantit l’unicit´e des noms

et donc que les copies sont bien disjointes. Signalons que les places d’interface de N_i

´etant supprim´ees, elles n’ont pas `a ˆetre renomm´ees.

Lorsqu’on remplace une transitionti par un r´eseauNi, on change les types des places

de•t_i, det_i•et des places internes de N_i (renomm´ees) ; les ´etiquettes des arcs de la copie

de Ni sont aussi chang´ees en cons´equence. Le but de ces changements est de permettre

deux niveaux d’ex´ecution simultan´es : le premier niveau concerneti qui peut

´eventuelle-ment ˆetre franchie pour plusieurs valuations ; le second niveau concerne les transitions de

Ni qui peuvent aussi avoir leurs propres valuations. Si par exemple ti peut ˆetre franchie

pour une valuationσi et qu’une transitiontdeNi peut ˆetre franchie pour une valuation

σ, alors les changements de types et les annotations structur´ees permettent de franchir

ti.t pour une valuation qui combine σi et σ et permet de repr´esenter les deux niveaux

d’ex´ecution de mani`ere coh´erente. Plusieurs substitutions successives augmentent la

hi´e-rarchisation sugg´er´ee ci-dessus et il n’y a aucune limite au nombre de niveaux ex´ecutables

simultan´ement.

Ce m´ecanisme permet une grande g´en´eralit´e dans les substitutions autoris´ees ; en fait,

il n’y a aucune restriction. Il en existe mˆeme des versions param´etriques dans lesquelles

les valeurs transport´ees par la transition hi´erarchique sont transmises au r´eseau qui la

remplace. Ce param´etrage permet en particulier de donner une s´emantique

composi-tionnelle aux proc´edures dans un langage de programmation parall`ele, en autorisant

diff´erents passages de param`etres (par valeur, par retour ou par r´ef´erence) ainsi que des

appels r´ecursifs ou concurrents [Kla01].

Pour r´esumer l’intuition, l’op´eration N[Xi ←Ni|1≤i≤k] remplace dansN chaque

transition hi´erarchique ti ´etiquet´ee Xi par une copie de Ni (pour 1 ≤ i ≤ k) de telle

fa¸con que :

• le marquage par leurs types des places de ^•ti correspond au marquage d’entr´ee

de Ni;

• le marquage de sortie de Ni correspond au marquage des places de ti• par leurs

types ;

• un franchissement de ti est remplac´e par une ex´ecution de Ni, cette ex´ecution

consomme et produit des marquages correspondant au r´esultat du franchissement

de ti dansN;

• les transitions et les places de Ni sont renomm´ees en les pr´efixant du nom de la

transition qu’elles remplacent ;

• si ti peut ˆetre franchie simultan´ement avec deux valuations distinctes, Ni peut

aussi ex´ecuter deux instances concurrentes et totalement ind´ependantes ;

• les types de places et les annotations des arcs sont ajust´es de mani`ere `a permettre

une ex´ecution coh´erente `a deux niveaux : celui de ti et celui de Ni.

Prise en compte des places de liens. Jusqu’`a pr´esent, nous n’avons pas ´evoqu´e la

ges-tion des places de liens dans le cadre de l’op´erages-tion de substituges-tion de transiges-tions. Cette

op´eration a ´et´e originellement d´efinie avant l’apparition des places de liens asynchrones ;

nous donnons ici les adaptations n´ecessaires `a la prise en compte de ces nouvelles places.

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