Automi Ibridi

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Automi Ibridi

Carla Piazza¹

1Dipartimento di Matematica ed Informatica Universit `a di Udine

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Indice del Corso (Dis)Ordinato

Automi Ibridi: Sintassi e Semantica Sistemi a stati finiti(breve ripasso) Il problema dellaRaggiungibilit `a Risultati diIndecidibilit `a

Classi notevoli di Automi Ibridi:timed, rectangular,o-minimal, . . . Tecniche di Decisione: (Bi)Simulazione,Cylindric Algebraic Decomposition, Teoremi di Selezione, Semantiche approssimate Equazioni Differenziali

. . . e tanto altro:

Logiche temporali Composizione di Automi Il caso Stocastico

Stabilit à, Osservabilit à, Controllabilit à Strumenti Software

Applicazioni

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Eliminazione dei Quantificatori

Definition (Eliminazione dei Quantificatori)

Una teoria al primo-ordineT ammette l’eliminazione dei quantificatori se per ogni formulaψdiT esiste una formula QF (ψ)equivalente aψe priva di quantificatori

Example SuRla formula

∀x(yx²+zx + w > 0) E equivalente alla formula`

z²− 4yw < 0

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Eliminazione dei Quantificatori

z²− 4yw < 0

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Eliminazione dei Quantificatori

z²− 4yw < 0

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Eliminazione dei Quantificatori e Decidibilit `a

Theorem

SeT ammette l’eliminazione dei quantificatori,QF (ψ) è calcolabile e la validit à/soddisfacibilit à delle formule senza quantificatori è decidibile, alloraT èdecidibile

Example (Aritmetica di Presburger)

SiaT = (+, 0, 1)la teoria al primo-ordine di(N, +, 0, 1)ovvero:

0 6= x + 1 x + 0 = x

x + 1 = y + 1 → x = y

(x + y ) + z = x + (y + z) ∧ x + y = y + x (P(0) ∧ P(x ) → P(x + 1)) → ∀y (P(y ))

T ammette l’eliminazione dei quantificatori ed `edecidibile

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Eliminazione dei Quantificatori e Decidibilit `a

Theorem

SeT ammette l’eliminazione dei quantificatori,QF (ψ) è calcolabile e la validit à/soddisfacibilit à delle formule senza quantificatori è decidibile, alloraT èdecidibile

Example (Aritmetica di Presburger)

SiaT = (+, 0, 1)la teoria al primo-ordine di(N, +, 0, 1)ovvero:

0 6= x + 1 x + 0 = x

x + 1 = y + 1 → x = y

(x + y ) + z = x + (y + z) ∧ x + y = y + x (P(0) ∧ P(x ) → P(x + 1)) → ∀y (P(y ))

T ammette l’eliminazione dei quantificatori ed `edecidibile

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O-minimalit `a

Definition (O-minimalit `a)

SiaM = (M, . . . , <)un modello su cui è definito un ordine totale <,M è o-minimale se ogni insiemeX ⊆ M definibile è un unione finita dipunti e intervalli

Una teoriaT `e o-minimale se ha solo modelli o-minimali Example

SiaR_sin= (R, +, sin(·), 0, 1, <) sin(x ) = 0

definisce un insieme infinito di punti, quindiR_sinnon `e o-minimale

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O-minimalit `a

Definition (O-minimalit `a)

SiaM = (M, . . . , <)un modello su cui è definito un ordine totale <,M è o-minimale se ogni insiemeX ⊆ M definibile è un unione finita dipunti e intervalli

Una teoriaT `e o-minimale se ha solo modelli o-minimali Example

SiaR_sin= (R, +, sin(·), 0, 1, <) sin(x ) = 0

definisce un insieme infinito di punti, quindiR_sinnon `e o-minimale

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O-minimalit `a

Example

SiaN = (N, +, 0, 1)l’aritmetica di Presburger

∃y (x = y + y )

E soddisfatta dall’insieme` P dei numeri pari, quindiN non `e o-minimale

Example

SiaR_exp= (R, +, ∗, e^·,0, 1, <) `e o-minimale

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O-minimalit `a

Example

SiaN = (N, +, 0, 1)l’aritmetica di Presburger

∃y (x = y + y )

E soddisfatta dall’insieme` P dei numeri pari, quindiN non `e o-minimale

Example

SiaR_exp= (R, +, ∗, e^·,0, 1, <) `e o-minimale

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O-minimalit `a e Decidibilit `a

Theorem

SeT `e o-minimale ed ammette l’eliminazione dei quantificatori, alloraT `edecidibile

Example

SiaR = (R, +, ∗, 0, 1, <) `e o-minimale ed ammette l’eliminazione dei quantificatori [Tarski]

E anche nota come “semi-algebraic` theory over the reals”

Gli algoritmi di decisione sono anche noti comeCylindrical Algebraic Decomposition (CAD)(si veda Mathematica, Matlab, . . . )

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Un caso unidimensionale

Consideriamo un polinomio di gradonin una variabile p(X ) = anXⁿ+a_n−1Xⁿ⁻¹+ · · · +a₁X + a₀

Supponiamo chelim_{X →−∞}p(X ) = −∞elim_{X →+∞}p(X ) = +∞

La formulap(X ) > 0ha almeno una soluzione inR

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Un caso unidimensionale

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Un caso unidimensionale

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Un caso unidimensionale

esiste un intervallo in cuip(X )cresce esiste un intervallo in cuip⁰(X ) > 0 p⁰(X )`e di gradon − 1

studiop⁰(X ) > 0 studiop⁰⁰(X ) > 0 . . .

doponpassi arrivo ad una costante

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Un caso unidimensionale

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Un caso unidimensionale

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Un caso unidimensionale

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Un caso unidimensionale

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Un caso unidimensionale

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Un caso unidimensionale

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Radici reali di un polinomio

Theorem (Sturm)

Siap(X )un polinomio suR, sianoa, b ∈ R `e possibile

determinare quante radici dip(X )cadono nell’intervallo(a, b)

Per arrivare al risultato di Tarski suR^k occorre sfruttare le proiezioni

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O-minimal Hybrid Automata

Definition (Lafferriere, Pappas, Sastry 2000)

Un automaH = hZ,Z⁰,V,E,Inv,Dyn,Act,Reseti `e detto o-minimalese

le formuleInv,Act,Reset sono definite su una teoria o-minimale

Dynsono campi vettoriali le cui soluzioni sono o-minimali Reset non dipendono daZ

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O-minimal Hybrid Automata

Theorem

Gli automi o-minimali hanno il quoziente perbisimulazione finito

Se costruiti su una teoria o-minimaledecidibile, gli automi o-minimali hanno una quoziente per bisimulazionecalcolabile

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O-minimal Hybrid Automata

Theorem

Gli automi o-minimali hanno il quoziente perbisimulazione finito

Se costruiti su una teoria o-minimaledecidibile, gli automi o-minimali hanno una quoziente per bisimulazionecalcolabile

come possiamoestenderli? (FOCoRe, IDA, Prodotto Cartesiano)

come altro possiamosfruttareil risultato di Tarski? (Tiwari, Ratschan)

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Inclusion Dynamics

Passiamo da funzioni adinclusioniper definire il flusso

r = f (r, 0) f (r, δ)

f (r, 2δ)

f (r, 3δ)

f (r, 4δ)

r F (r, δ) F (r, 2δ)

F (r, 3δ) F (r, 4δ)

Dyn[Z , Z⁰,T ] ≡ Z⁰=f (Z , T ) Dyn[Z , Z⁰,T ] ≡ Z⁰ ∈ F (Z , T )

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Inclusion Dynamics

Passiamo da funzioni adinclusioniper definire il flusso

r = f (r, 0) f (r, δ)

f (r, 2δ)

f (r, 3δ)

f (r, 4δ)

r F (r, δ) F (r, 2δ)

F (r, 3δ) F (r, 4δ)

Dyn[Z , Z⁰,T ] ≡ Z⁰=f (Z , T ) Dyn[Z , Z⁰,T ] ≡ Z⁰ ∈ F (Z , T )

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Perch ´e Inclusion Dynamics?

Possiamo usarle per:

approssimaresoluzioni di equazioni differenziali stimareparametri non noti coinvolti nelle dinamiche

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Problemi

Dobbiamo garantire che seDyn(v )[Z , Z⁰,T ]vale, allora esiste un flussocontinuoche soddisfa la dinamica

SeDyn(v )[Z , Z⁰,T ] ≡ Z⁰=f_v(Z , T ), `e sufficiente richiedere chefv sia continua

SeDyn(v )[Z , Z⁰,T ] ≡ Z⁰∈ Fv(Z , T ), la Hausdorff continuit `a di Fv non basta

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Esempio

F_v(X , t) =

ht cos θ, sin θi | θ ∈ [¹_t,¹_t +2π − |t|]

if t 6= 0 {hx, y i | y ∈ [−1, 1] ∧ x = 0} otherwise

+1

−1 Fv(X, 0)

Fv(X, t0)

Fv(X, t1)

t0 t1

1 t1

1 t₁− |t|

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Hybrid Automata with Inclusion Dynamics

Definition (Michael’s Form)

SiaF_Z^v(T )^def= {Z⁰| Dyn(v )[Z , Z⁰,T ] ∧ Inv (v )[Z⁰]}. Un automa `e inMichael’s formse

1 F_Z^v `e lower semi-continua

2 per ognit ∈ I_Z^v l’insiemeF_Z^v(t) è chiuso e convesso doveI_Z^v è il pi ù grande intervallo[0, t⁰)tale cheF_Z^v(t) 6= ∅per ognit ∈ [0, t⁰)

Theorem

SeH `e in Michael’s form, alloras ∈ F_r^v(t)ssehv , r i−→^t _Chv , si.

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Hybrid Automata with Inclusion Dynamics

Definition (Michael’s Form)

SiaF_Z^v(T )^def= {Z⁰| Dyn(v )[Z , Z⁰,T ] ∧ Inv (v )[Z⁰]}. Un automa `e inMichael’s formse

1 F_Z^v `e lower semi-continua

2 per ognit ∈ I_Z^v l’insiemeF_Z^v(t) è chiuso e convesso doveI_Z^v è il pi ù grande intervallo[0, t⁰)tale cheF_Z^v(t) 6= ∅per ognit ∈ [0, t⁰)

Theorem

SeH `e in Michael’s form, alloras ∈ F_r^v(t)ssehv , r i−→^t _Chv , si.

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Michael’s Form e Raggiungibilit `a

Per ogni automa in Michael’s form, possiamo scrivere una formulaReach(H, ph)[Z , Z⁰,T ], doveph = v₀, . . . ,v_n `e un cammino inhV, Ei, tale che

Reach(H, ph)[Z , Z⁰,T ]

vale ⇐⇒

H raggiungehvn,Z⁰i dahv₀,Z icon una

traiettoria corrispondente aph

Problema

Sfortunatamente, esistono automi con cammini discreti di lunghezza infinita

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Michael’s Form e Raggiungibilit `a

Per ogni automa in Michael’s form, possiamo scrivere una formulaReach(H, ph)[Z , Z⁰,T ], doveph = v₀, . . . ,v_n `e un cammino inhV, Ei, tale che

Reach(H, ph)[Z , Z⁰,T ]

vale ⇐⇒

H raggiungehvn,Z⁰i dahv₀,Z icon una

traiettoria corrispondente aph

Problema

Sfortunatamente, esistono automi con cammini discreti di lunghezza infinita

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FOCoRe e IDA

FOCoRe(FirstOrderConstantReset hybrid automata) sono first-order hybrid automata:

in Michael’s form

conconstant resets(i.e.,Reset(e)[Z , Z⁰]non dipende da Z)

IDA(IndependentDynamics hybridAutomata) consentono identity resetstra locazioni che hanno la stessa dinamica

Possiamo ridurre il problema della raggiungibilit `a per FOCoRe e IDAT-automata al problema della soddifacibilit `a di formule in T

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FOCoRe e IDA

FOCoRe(FirstOrderConstantReset hybrid automata) sono first-order hybrid automata:

in Michael’s form

conconstant resets(i.e.,Reset(e)[Z , Z⁰]non dipende da Z)

IDA(IndependentDynamics hybridAutomata) consentono identity resetstra locazioni che hanno la stessa dinamica Possiamo ridurre il problema della raggiungibilit `a per FOCoRe e IDAT-automata al problema della soddifacibilit `a di formule in T

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Raggiungibilit `a e Bisimulazione

Theorem

SiaT una teoria al primo-ordine decidibile. Il problema della raggiungibilit `a per FOCoRe e IDAT-automata `e decidibile

Theorem

Esistono FOCoRe e IDA con quozienti per (bi)simulazione infiniti

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Predicate Abstraction

A. Tiwari and G. Khanna Series of Abstractions for Hybrid Automata, HSCC 2002

Consideriamo un’automaH in cui:

ledinamichesono definite conequazioni differenzialidella forma

Z = p(Z )˙ conppolinomio

invarianti, activation e resetsonodisequazioni tra polinomi In generale, su questi automi la raggiungibilit `a `eindecidibile

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Prediacate Abstraction - Intuitivamente

Consideriamo il caso di una sola locazione in cui Z = p(Z )˙

Divido lo spazio in un numero finito di regioni a seconda che p(Z ) > 0

p(Z ) = 0 p(Z ) < 0

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Predicate Abstraction - Intuitivamente

p(Z ) `e continua, quindi per passare dap(Z ) > 0ap(Z ) < 0 occorre passare attraversop(Z ) = 0

inoltre per passare dap(Z ) > 0ap(Z ) = 0deve essereZ⁰⁰<0

calcoloZ⁰⁰=p⁰(Z ) ∗ Z⁰ =p⁰(Z ) ∗ p(Z ) risuddivido lo spazio . . .

itero il ragionamento

(42)

Predicate Abstraction - Intuitivamente

(43)

Predicate Abstraction - Intuitivamente

(44)

Predicate Abstraction - Intuitivamente

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Predicate Abstraction - Stati e Transizioni

Intendo astrarreH con(Q, →)

Come costruiscoQ?

considero l’insiemeP₀dei polinomi che occorrono inH saturoP₀chiudendolo per ‘‘derivazione”(ottengoP) per ogni polinomiop ∈ P considero una variabilex_p che varia in{−, +, 0}

considero l’insiemeQ = {−, +, 0}^|P|delle possibili combinazioni di valori assunti dalle varibili

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Predicate Abstraction - Stati e Transizioni

Intendo astrarreH con(Q, →)

Come costruisco →? seq1→ q2, allora devono valere le seguenti condizioni:

sex_p = +inq₁ex_p =0inq₂, allora deve esserex_p⁰ = − inq₁

. . .

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Constraint Interval Arithmetics

S. Ratschan and Z. She Safety Verification of Hybrid Systems by Constraint Propagation Based Abstraction Refinement, HSCC 2005