JPH1063537A - プロパティ検証方法および装置 - Google Patents
プロパティ検証方法および装置Info
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- JPH1063537A JPH1063537A JP8220005A JP22000596A JPH1063537A JP H1063537 A JPH1063537 A JP H1063537A JP 8220005 A JP8220005 A JP 8220005A JP 22000596 A JP22000596 A JP 22000596A JP H1063537 A JPH1063537 A JP H1063537A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 記号モデル検査法において、メモリ規模の縮
小と処理時間の短縮とを両立可能なプロパティ検証方法
および装置を提供する。 【解決手段】 同期式順序機械の動作を表す有限状態機
械が、機能仕様を表すプロパティを満たしているか否か
を検証するプロパティ検証方法において、検証対象のプ
ロパティとして、枝分かれのない一本の状態集合列ある
いは枝分かれのない一本の状態集合列に無限ループが連
結した構成の状態集合列を示す単一パス表現が入力さ
れ、単一パス表現を有限状態機械における像計算処理の
みで実行可能な所定の手続きを順次に組合せた手続き列
に変換し、手続き列で示された各手続きを実行して、単
一パス表現に対応する状態遷移のパスを経由する状態集
合を求め、得られた状態集合が空集合であるか否かに基
づいて、実例発見あるいは実例なしを通知する。
小と処理時間の短縮とを両立可能なプロパティ検証方法
および装置を提供する。 【解決手段】 同期式順序機械の動作を表す有限状態機
械が、機能仕様を表すプロパティを満たしているか否か
を検証するプロパティ検証方法において、検証対象のプ
ロパティとして、枝分かれのない一本の状態集合列ある
いは枝分かれのない一本の状態集合列に無限ループが連
結した構成の状態集合列を示す単一パス表現が入力さ
れ、単一パス表現を有限状態機械における像計算処理の
みで実行可能な所定の手続きを順次に組合せた手続き列
に変換し、手続き列で示された各手続きを実行して、単
一パス表現に対応する状態遷移のパスを経由する状態集
合を求め、得られた状態集合が空集合であるか否かに基
づいて、実例発見あるいは実例なしを通知する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、有限状態機械で与
えられた論理装置のモデルが、論理装置の機能仕様を満
たすか否かを検証するプロパティ検証方法および装置に
関するものである。有限状態機械は、出力を持つ有限オ
ートマトンとして定義され、状態の集合Ｑ、入力アルフ
ァベットΣ、出力アルファベットΦ、遷移関係式δ、出
力関係式Λおよび初期状態集合Ｉの６項組で式（１）の
ように表される。 Ｍ＝（Ｑ，Σ，Φ，δ，Λ，Ｉ） ・・・（１） 上述した遷移関係式δは、非決定的な遷移を表すため
に、現状体、次状態および入力が与えられたときに、現
状態においてその入力が与えられたときに次状態に遷移
する場合があれば値として１を取り、なければ値として
０を取ることにより、次の状態を決める関数である。こ
こで、全ての同期式順序回路は、原則的に有限状態機械
でモデル化できるため、論理装置を設計する際には、そ
の仕様として有限状態機械を用いる方法が広く用いられ
ている。例えば、論理合成による回路設計においては、
設計記述言語で表された装置の仕様を有限状態機械に変
換し、各状態をフリップフロップやレジスタで実現し、
また、遷移関係式や出力関係式を組み合わせ回路で実現
する方法が一般的である。このようにして設計された論
理装置のモデルの検証作業は、抽象的な仕様に関する検
証作業から現実の回路の動作に関する検証作業まで、様
々な段階から構成されている。これらの段階うち、機能
仕様の検証は、論理装置の設計の最も早い段階における
誤り検出が期待できるため、迅速かつ確実な検証方法が
必要とされている。
えられた論理装置のモデルが、論理装置の機能仕様を満
たすか否かを検証するプロパティ検証方法および装置に
関するものである。有限状態機械は、出力を持つ有限オ
ートマトンとして定義され、状態の集合Ｑ、入力アルフ
ァベットΣ、出力アルファベットΦ、遷移関係式δ、出
力関係式Λおよび初期状態集合Ｉの６項組で式（１）の
ように表される。 Ｍ＝（Ｑ，Σ，Φ，δ，Λ，Ｉ） ・・・（１） 上述した遷移関係式δは、非決定的な遷移を表すため
に、現状体、次状態および入力が与えられたときに、現
状態においてその入力が与えられたときに次状態に遷移
する場合があれば値として１を取り、なければ値として
０を取ることにより、次の状態を決める関数である。こ
こで、全ての同期式順序回路は、原則的に有限状態機械
でモデル化できるため、論理装置を設計する際には、そ
の仕様として有限状態機械を用いる方法が広く用いられ
ている。例えば、論理合成による回路設計においては、
設計記述言語で表された装置の仕様を有限状態機械に変
換し、各状態をフリップフロップやレジスタで実現し、
また、遷移関係式や出力関係式を組み合わせ回路で実現
する方法が一般的である。このようにして設計された論
理装置のモデルの検証作業は、抽象的な仕様に関する検
証作業から現実の回路の動作に関する検証作業まで、様
々な段階から構成されている。これらの段階うち、機能
仕様の検証は、論理装置の設計の最も早い段階における
誤り検出が期待できるため、迅速かつ確実な検証方法が
必要とされている。
【０００２】
【従来の技術】論理装置の機能仕様を検証する手法とし
ては、大きく分けて、論理シミュレーション手法と形式
的検証手法とが挙げられる。論理シミュレーション手法
は、論理装置のモデルに対して適切な入力を加えて論理
装置の動作を模擬し、得られた出力が元の有限状態機械
から得られる出力と一致するか否か調べることにより、
論理装置のモデルの正当性を検証する手法である。
ては、大きく分けて、論理シミュレーション手法と形式
的検証手法とが挙げられる。論理シミュレーション手法
は、論理装置のモデルに対して適切な入力を加えて論理
装置の動作を模擬し、得られた出力が元の有限状態機械
から得られる出力と一致するか否か調べることにより、
論理装置のモデルの正当性を検証する手法である。
【０００３】したがって、論理シミュレーション手法で
は、様々な状況を考慮して入力データを作成する作業が
必要不可欠であり、また、この入力データの作成作業に
おいて考慮されなかった状況に関しては検証することが
できない。これに対して、形式的検証手法は、論理装置
のモデルが元の有限状態機械が満たしているプロパティ
を実現しているか否かを数学的に検証するものである。
は、様々な状況を考慮して入力データを作成する作業が
必要不可欠であり、また、この入力データの作成作業に
おいて考慮されなかった状況に関しては検証することが
できない。これに対して、形式的検証手法は、論理装置
のモデルが元の有限状態機械が満たしているプロパティ
を実現しているか否かを数学的に検証するものである。
【０００４】なお、形式的検証に関しては、例えば、
「論理関数処理に基づく形式的検証手法」平石、浜口、
情報処理、Vol.35(8):pp710-718,1994（以下、文献１と
称する）などの文献を参照されたい。形式的検証手法と
しては、プロパティを時相論理の一種である計算木論理
で表現する記号モデル検査手法と、無限の入力列に対応
すべく受理条件を拡張したω−オートマトンによってプ
ロパティを表現する言語包含検査手法（R.Hojati,R.K.B
rayton,and R.P.Kurshan. "BDD-based debugging of de
signs using languagecontainment and fair CTL." In
Proceedings of the Conference on ComputerAided Ver
ification,1993）が提案されている。
「論理関数処理に基づく形式的検証手法」平石、浜口、
情報処理、Vol.35(8):pp710-718,1994（以下、文献１と
称する）などの文献を参照されたい。形式的検証手法と
しては、プロパティを時相論理の一種である計算木論理
で表現する記号モデル検査手法と、無限の入力列に対応
すべく受理条件を拡張したω−オートマトンによってプ
ロパティを表現する言語包含検査手法（R.Hojati,R.K.B
rayton,and R.P.Kurshan. "BDD-based debugging of de
signs using languagecontainment and fair CTL." In
Proceedings of the Conference on ComputerAided Ver
ification,1993）が提案されている。
【０００５】形式的検証手法のうち記号モデル検査手法
は、Kripke構造の論理装置モデルを論理関数を用いて表
現し、計算木論理で表された仕様を満足する空でない状
態集合が存在するか否かを検査することにより、論理装
置のモデルが仕様を満足するか否かを検証する手法であ
る。ここで、Kripke構造Ｋとは、状態の有限集合Ｓと状
態間の遷移関係Ｒと初期状態点の集合Ｓ0 と各状態で真
となる原始命題の集合Ｌとを用いて、式（２）のように
表される非決定的有限オートマトンの一種である。
は、Kripke構造の論理装置モデルを論理関数を用いて表
現し、計算木論理で表された仕様を満足する空でない状
態集合が存在するか否かを検査することにより、論理装
置のモデルが仕様を満足するか否かを検証する手法であ
る。ここで、Kripke構造Ｋとは、状態の有限集合Ｓと状
態間の遷移関係Ｒと初期状態点の集合Ｓ0 と各状態で真
となる原始命題の集合Ｌとを用いて、式（２）のように
表される非決定的有限オートマトンの一種である。
【０００６】 Ｋ＝（Ｓ，Ｒ，Ｓ0 ，Ｌ） ・・・（２） また、計算木論理は、時相論理の一種であり、通常の論
理演算子に加えて、全称を表す演算子Ａ、存在を表す演
算子Ｅとともに、「いつか」を表す時相演算子Ｆ、「い
つも」を表す時相演算子Ｇ、「次に」を表す時相演算子
Ｘおよび「まで」を表す時相演算子Ｕを用いて表され
る。
理演算子に加えて、全称を表す演算子Ａ、存在を表す演
算子Ｅとともに、「いつか」を表す時相演算子Ｆ、「い
つも」を表す時相演算子Ｇ、「次に」を表す時相演算子
Ｘおよび「まで」を表す時相演算子Ｕを用いて表され
る。
【０００７】例えば、時相論理ＡＧａは、初期状態から
到達可能な状態集合の全てにおいて論理式ａが成立する
旨を示している。この場合は、論理装置のモデルにおい
て、初期状態から遷移可能な全ての道筋を辿っていき、
その道筋の全てが論理式ａが成立している状態に辿り着
くか否かを調べればよい。
到達可能な状態集合の全てにおいて論理式ａが成立する
旨を示している。この場合は、論理装置のモデルにおい
て、初期状態から遷移可能な全ての道筋を辿っていき、
その道筋の全てが論理式ａが成立している状態に辿り着
くか否かを調べればよい。
【０００８】すなわち、記号モデル検査手法における検
証作業は、Kripke構造の状態遷移を辿り、各状態におい
て、仕様を表す計算木論理式が成立するか否かを確認す
る作業であり、この作業は、計算木論理の式を用いたモ
デル上の最小不動点あるいは最大不動点を求める集合演
算に帰着される。このような集合演算は、ある状態集合
{ｑ}から１回の遷移で到達可能な状態集合を求める像計
算Image({ｑ})と、ある状態集合{ｑ}に１回の状態遷移
で到達可能な状態集合を求める逆像計算Image-1({ｑ})
とを組み合わせることによって実現される。
証作業は、Kripke構造の状態遷移を辿り、各状態におい
て、仕様を表す計算木論理式が成立するか否かを確認す
る作業であり、この作業は、計算木論理の式を用いたモ
デル上の最小不動点あるいは最大不動点を求める集合演
算に帰着される。このような集合演算は、ある状態集合
{ｑ}から１回の遷移で到達可能な状態集合を求める像計
算Image({ｑ})と、ある状態集合{ｑ}に１回の状態遷移
で到達可能な状態集合を求める逆像計算Image-1({ｑ})
とを組み合わせることによって実現される。
【０００９】例えば、図１１に示すように、９つの状態
ｑ0 〜ｑ8 間の状態遷移で表される有限状態機械の例に
おいて、像計算および逆像計算を行った結果の例を式
（３）から式（６）に示す。 Image({ｑ0})＝{ｑ0,ｑ1,ｑ2,ｑ3} ・・・（３） Image({ｑ0,ｑ8})＝{ｑ2,ｑ3,ｑ5,ｑ6,ｑ8} ・・・（４） Image-1({ｑ0})＝{ｑ0,ｑ1} ・・・（５） Image-1({ｑ5})＝{ｑ1,ｑ2,ｑ3,ｑ4} ・・・（６） この図１１に示した有限状態機械において、例えば、状
態ｑ7 を示す論理式ｐを用いた時相論理ＡＦ pを検証す
る際には、初期状態ｑ0 から順次に像計算を繰り返し、
初期状態から遷移可能な全ての道筋が状態ｑ7 に到達す
るか否かを調べればよい。一方、時相論理ＥＦ pを検証
する場合には、状態ｑ7 から逆像計算を繰り返して、初
期状態ｑ0 に到達する道筋があるか否かを調べればよ
い。
ｑ0 〜ｑ8 間の状態遷移で表される有限状態機械の例に
おいて、像計算および逆像計算を行った結果の例を式
（３）から式（６）に示す。 Image({ｑ0})＝{ｑ0,ｑ1,ｑ2,ｑ3} ・・・（３） Image({ｑ0,ｑ8})＝{ｑ2,ｑ3,ｑ5,ｑ6,ｑ8} ・・・（４） Image-1({ｑ0})＝{ｑ0,ｑ1} ・・・（５） Image-1({ｑ5})＝{ｑ1,ｑ2,ｑ3,ｑ4} ・・・（６） この図１１に示した有限状態機械において、例えば、状
態ｑ7 を示す論理式ｐを用いた時相論理ＡＦ pを検証す
る際には、初期状態ｑ0 から順次に像計算を繰り返し、
初期状態から遷移可能な全ての道筋が状態ｑ7 に到達す
るか否かを調べればよい。一方、時相論理ＥＦ pを検証
する場合には、状態ｑ7 から逆像計算を繰り返して、初
期状態ｑ0 に到達する道筋があるか否かを調べればよ
い。
【００１０】ところで、実際の記号モデル検査手法にお
いては、集合演算を論理関数処理に置き換える手法が一
般的であり（文献１参照）、また、論理関数を二分決定
グラフで表現することにより、論理関数処理の効率化が
図られている（R.E.Bryant."Graph based algorithm fo
r boolean function manipulation." IEEE Trans.Compu
t.,C−35(8):pp677-691,1986.)。
いては、集合演算を論理関数処理に置き換える手法が一
般的であり（文献１参照）、また、論理関数を二分決定
グラフで表現することにより、論理関数処理の効率化が
図られている（R.E.Bryant."Graph based algorithm fo
r boolean function manipulation." IEEE Trans.Compu
t.,C−35(8):pp677-691,1986.)。
【００１１】また、状態遷移関係の非決定的な部分に新
たな入力を加えて制御することにより、次状態を現状態
と入力（元の入力と新たな入力）との関数として表し、
状態遷移関係を表す二分決定グラフの規模の縮小を図る
手法も提案されている。
たな入力を加えて制御することにより、次状態を現状態
と入力（元の入力と新たな入力）との関数として表し、
状態遷移関係を表す二分決定グラフの規模の縮小を図る
手法も提案されている。
【００１２】
【発明が解決しようとする課題】上述したように、二分
決定グラフによって非決定的な遷移関係を表した場合
は、図１２の「関数化なし」の欄に示すように、検証手
続きとして用いられる像計算と逆像計算とをほぼ同じオ
ーダーの時間で処理可能である。
決定グラフによって非決定的な遷移関係を表した場合
は、図１２の「関数化なし」の欄に示すように、検証手
続きとして用いられる像計算と逆像計算とをほぼ同じオ
ーダーの時間で処理可能である。
【００１３】しかしながら、この場合には、二分決定グ
ラフの規模を示すノード数は、入力変数に依存してお
り、最悪の場合には、ノード数が入力変数の増大に応じ
て指数関数的に増大する。このため、実験用のモデルの
中でも状態数の大きい論理装置のモデルに適用した場合
には、二分決定グラフを格納するために膨大なメモリ容
量を必要とするために、そのままでは現実的な計算機シ
ステムで扱うことはほとんど不可能だった。
ラフの規模を示すノード数は、入力変数に依存してお
り、最悪の場合には、ノード数が入力変数の増大に応じ
て指数関数的に増大する。このため、実験用のモデルの
中でも状態数の大きい論理装置のモデルに適用した場合
には、二分決定グラフを格納するために膨大なメモリ容
量を必要とするために、そのままでは現実的な計算機シ
ステムで扱うことはほとんど不可能だった。
【００１４】図１２においては、300MB 以上のメモリ容
量を必要としたために検証不能となったモデル（例え
ば、vpp,pipe-1）については、該当する欄に符号space
を付して示した。一方、状態遷移関係を関数で表し、二
分決定グラフの規模の縮小を図った場合には、図１２の
「関数化あり」の欄に示すように、二分決定グラフの規
模を現実的な計算機システムで処理可能な大きさに抑え
ることができる反面、逆像計算に要する処理時間が著し
く増大する。その一方、記号モデル検査手法において
は、像計算よりもむしろ逆像計算の方が、検証作業にお
いて多用されているため、逆像計算に要する時間の増大
により、検証作業全体に要する時間が大幅に増大し、現
実的な計算機システムの処理能力では扱えなくなってし
まう。
量を必要としたために検証不能となったモデル（例え
ば、vpp,pipe-1）については、該当する欄に符号space
を付して示した。一方、状態遷移関係を関数で表し、二
分決定グラフの規模の縮小を図った場合には、図１２の
「関数化あり」の欄に示すように、二分決定グラフの規
模を現実的な計算機システムで処理可能な大きさに抑え
ることができる反面、逆像計算に要する処理時間が著し
く増大する。その一方、記号モデル検査手法において
は、像計算よりもむしろ逆像計算の方が、検証作業にお
いて多用されているため、逆像計算に要する時間の増大
により、検証作業全体に要する時間が大幅に増大し、現
実的な計算機システムの処理能力では扱えなくなってし
まう。
【００１５】このため、従来の手法をそのまま用いたの
では、必要とされるメモリの規模あるいは必要とされる
処理時間が爆発し、現実のプロセッサなどに相当する規
模の論理装置を検証することがほとんどできなかった。
では、必要とされるメモリの規模あるいは必要とされる
処理時間が爆発し、現実のプロセッサなどに相当する規
模の論理装置を検証することがほとんどできなかった。
【００１６】ところで、上述した従来の手法において
は、いずれも、計算木論理によって表現可能なプロパテ
ィの全てに対応して、検証作業を可能とすることを前提
としている。しかしながら、論理装置において検証した
いプロパティは、計算木論理によって表現可能なプロパ
ティのごく一部であることが経験的に分かっている。
は、いずれも、計算木論理によって表現可能なプロパテ
ィの全てに対応して、検証作業を可能とすることを前提
としている。しかしながら、論理装置において検証した
いプロパティは、計算木論理によって表現可能なプロパ
ティのごく一部であることが経験的に分かっている。
【００１７】例えば、時相論理式「ＥＦ p」は、「初期
状態から論理式ｐが成り立つ状態集合Ｑp に到達可能で
ある」旨を示しており、論理式ｐにより、論理装置が陥
ってはならない禁止状態を示して、論理装置のモデルが
禁止状態に陥らない旨のプロパティを検証する場合など
に頻繁に用いられる。また、時相論理式「ＡＧ(p→ＡＦ
q) 」は、「論理式ｐが成り立つ状態集合のうち、初期
状態から到達可能な部分集合から、どのようなパスを通
ったとしても必ず論理式ｑが成り立つ状態集合を通る」
旨を示しており、例えば、リクエストが発生したら必ず
応答が発生する旨のプロパティを検証する場合などに頻
繁に用いられる。
状態から論理式ｐが成り立つ状態集合Ｑp に到達可能で
ある」旨を示しており、論理式ｐにより、論理装置が陥
ってはならない禁止状態を示して、論理装置のモデルが
禁止状態に陥らない旨のプロパティを検証する場合など
に頻繁に用いられる。また、時相論理式「ＡＧ(p→ＡＦ
q) 」は、「論理式ｐが成り立つ状態集合のうち、初期
状態から到達可能な部分集合から、どのようなパスを通
ったとしても必ず論理式ｑが成り立つ状態集合を通る」
旨を示しており、例えば、リクエストが発生したら必ず
応答が発生する旨のプロパティを検証する場合などに頻
繁に用いられる。
【００１８】上述した時相論理式「ＥＦ p」の実例は、
初期状態から状態集合Ｑp に至る状態集合列となり、ま
た一方、時相論理式の「ＡＧ(p→ＡＦ q) 」反例は、初
期状態から論理式ｐが成り立つ状態集合を通った後、常
に、論理式¬ｑが成り立つループに至る状態集合列とな
る。これらの状態集合列は、いずれも枝分かれのない一
本の状態集合列あるいはこのような一本の状態集合列の
末尾に無限ループとなる状態集合列が連結した構成とな
っている。以下、このような状態集合列の構成を単一パ
スと称し、また、単一パス構成の状態集合列によって、
実例あるいは反例を表現することが可能なプロパティを
単一パス表現のプロパティと称する。
初期状態から状態集合Ｑp に至る状態集合列となり、ま
た一方、時相論理式の「ＡＧ(p→ＡＦ q) 」反例は、初
期状態から論理式ｐが成り立つ状態集合を通った後、常
に、論理式¬ｑが成り立つループに至る状態集合列とな
る。これらの状態集合列は、いずれも枝分かれのない一
本の状態集合列あるいはこのような一本の状態集合列の
末尾に無限ループとなる状態集合列が連結した構成とな
っている。以下、このような状態集合列の構成を単一パ
スと称し、また、単一パス構成の状態集合列によって、
実例あるいは反例を表現することが可能なプロパティを
単一パス表現のプロパティと称する。
【００１９】ところで、発明者らの推定によれば、上述
したような単一パス表現のプロパティは、論理装置のモ
デルにおいて検証作業の対象となるプロパティの９０パ
ーセントから９５パーセントを占めていると考えられ
る。したがって、単一パス表現のプロパティに関する検
証を効率化することができれば、論理装置モデルの検証
作業全体を大幅に効率化することが可能である。
したような単一パス表現のプロパティは、論理装置のモ
デルにおいて検証作業の対象となるプロパティの９０パ
ーセントから９５パーセントを占めていると考えられ
る。したがって、単一パス表現のプロパティに関する検
証を効率化することができれば、論理装置モデルの検証
作業全体を大幅に効率化することが可能である。
【００２０】本発明は、記号モデル検査法において、メ
モリ規模の縮小と処理時間の短縮とを両立可能なプロパ
ティ検証方法および装置を提供することを目的とする。
モリ規模の縮小と処理時間の短縮とを両立可能なプロパ
ティ検証方法および装置を提供することを目的とする。
【００２１】
【課題を解決するための手段】図１(a),(b) は、請求項
１および請求項２のプロパティ検証方法の原理を示す図
である。
１および請求項２のプロパティ検証方法の原理を示す図
である。
【００２２】請求項１の発明は、同期式順序機械の動作
を表す有限状態機械が、機能仕様を表すプロパティを満
たしているか否かを検証するプロパティ検証方法におい
て、検証対象のプロパティとして、枝分かれのない一本
の状態集合列あるいは枝分かれのない一本の状態集合列
に無限ループが連結した構成の状態集合列を示す単一パ
ス表現が入力され、単一パス表現を有限状態機械におけ
る像計算処理のみで実行可能な所定の手続きを順次に組
合せた手続き列に変換し、手続き列で示された各手続き
を実行して、単一パス表現に対応する状態遷移のパスを
経由する状態集合を求め、得られた状態集合が空集合で
あるか否かに基づいて、実例発見あるいは実例なしを通
知することを特徴とする。
を表す有限状態機械が、機能仕様を表すプロパティを満
たしているか否かを検証するプロパティ検証方法におい
て、検証対象のプロパティとして、枝分かれのない一本
の状態集合列あるいは枝分かれのない一本の状態集合列
に無限ループが連結した構成の状態集合列を示す単一パ
ス表現が入力され、単一パス表現を有限状態機械におけ
る像計算処理のみで実行可能な所定の手続きを順次に組
合せた手続き列に変換し、手続き列で示された各手続き
を実行して、単一パス表現に対応する状態遷移のパスを
経由する状態集合を求め、得られた状態集合が空集合で
あるか否かに基づいて、実例発見あるいは実例なしを通
知することを特徴とする。
【００２３】請求項１の発明は、入力された単一パス表
現を変換して得られた手続き列に従って、像計算処理を
行うことによりプロパティを満たす状態集合を求め、こ
の状態集合が空集合であるか否かに基づいて、プロパテ
ィを検証することができる。すなわち、検証対象のプロ
パティが単一パス表現可能であれば、像計算処理のみを
利用して、その検証作業を実現することができるから、
記号モデル検査法において、状態遷移関係の関数化によ
る二分決定グラフの規模縮小を適用したことによるメモ
リ規模の縮小と処理時間の短縮とを両立することが可能
となる。
現を変換して得られた手続き列に従って、像計算処理を
行うことによりプロパティを満たす状態集合を求め、こ
の状態集合が空集合であるか否かに基づいて、プロパテ
ィを検証することができる。すなわち、検証対象のプロ
パティが単一パス表現可能であれば、像計算処理のみを
利用して、その検証作業を実現することができるから、
記号モデル検査法において、状態遷移関係の関数化によ
る二分決定グラフの規模縮小を適用したことによるメモ
リ規模の縮小と処理時間の短縮とを両立することが可能
となる。
【００２４】請求項２の発明は、請求項１に記載のプロ
パティ検証方法において、検証対象のプロパティを表す
情報として、計算木論理式が入力され、所定の変換規則
に従って、計算木論理式を単一パス表現に変換し、手続
き列への変換処理に供することを特徴とする。請求項２
の発明は、計算木論理式を単一パス表現に変換して、手
続き列への変換処理に供することができるから、計算木
論理式で表されたプロパティの検証に用いることが可能
となる。
パティ検証方法において、検証対象のプロパティを表す
情報として、計算木論理式が入力され、所定の変換規則
に従って、計算木論理式を単一パス表現に変換し、手続
き列への変換処理に供することを特徴とする。請求項２
の発明は、計算木論理式を単一パス表現に変換して、手
続き列への変換処理に供することができるから、計算木
論理式で表されたプロパティの検証に用いることが可能
となる。
【００２５】図２(a),(b) は、請求項３および請求項４
のプロパティ検証方法の原理を示す図である。請求項３
の発明は、同期式順序機械の動作を表す有限状態機械
が、機能仕様を表すプロパティを満たしているか否かを
検証するプロパティ検証方法において、検証対象のプロ
パティを表す情報として、計算木論理式が入力され、所
定の変換規則に従って、計算木論理式を有限状態機械に
おける像計算処理のみで実行可能な所定の手続きを順次
に組合せた手続き列に変換し、手続き列で示された各手
続きを実行して、単一パス表現に対応する状態遷移のパ
スを経由する状態集合を求め、得られた状態集合が空集
合であるか否かに基づいて、実例発見あるいは実例なし
を通知することを特徴とする。
のプロパティ検証方法の原理を示す図である。請求項３
の発明は、同期式順序機械の動作を表す有限状態機械
が、機能仕様を表すプロパティを満たしているか否かを
検証するプロパティ検証方法において、検証対象のプロ
パティを表す情報として、計算木論理式が入力され、所
定の変換規則に従って、計算木論理式を有限状態機械に
おける像計算処理のみで実行可能な所定の手続きを順次
に組合せた手続き列に変換し、手続き列で示された各手
続きを実行して、単一パス表現に対応する状態遷移のパ
スを経由する状態集合を求め、得られた状態集合が空集
合であるか否かに基づいて、実例発見あるいは実例なし
を通知することを特徴とする。
【００２６】請求項３の発明は、計算木論理式を直接に
手続き列に変換する過程を考えることにより、計算機論
理式で表されたプロパティの検証に必要な手順を削減す
ることができ、単一パス表現可能なプロパティ検証作業
を更に効率化することができる。請求項４の発明は、請
求項２または請求項３に記載のプロパティ検証方法にお
いて、所定の条件に基づいて、入力された計算木論理式
を逆像計算の適用が必要な部分式とその他の計算木論理
式とに分離し、部分式について逆像計算処理を実行し
て、状態集合列を示す命題論理式を求め、命題論理式と
その他の計算木論理式とを合成して、後段の処理に供す
ることを特徴とする。
手続き列に変換する過程を考えることにより、計算機論
理式で表されたプロパティの検証に必要な手順を削減す
ることができ、単一パス表現可能なプロパティ検証作業
を更に効率化することができる。請求項４の発明は、請
求項２または請求項３に記載のプロパティ検証方法にお
いて、所定の条件に基づいて、入力された計算木論理式
を逆像計算の適用が必要な部分式とその他の計算木論理
式とに分離し、部分式について逆像計算処理を実行し
て、状態集合列を示す命題論理式を求め、命題論理式と
その他の計算木論理式とを合成して、後段の処理に供す
ることを特徴とする。
【００２７】請求項４の発明は、計算木論理式の一部の
部分式についてのみ逆像計算処理を適用し、その結果と
して得られる命題論理式を元の計算機論理式に合成し
て、プロパティの検証処理に供することにより、検証対
象のプロパティについての制限を解除することができ
る。これにより、計算木論理式で表現可能な全てのプロ
パティを検証対象とすることが可能となる。
部分式についてのみ逆像計算処理を適用し、その結果と
して得られる命題論理式を元の計算機論理式に合成し
て、プロパティの検証処理に供することにより、検証対
象のプロパティについての制限を解除することができ
る。これにより、計算木論理式で表現可能な全てのプロ
パティを検証対象とすることが可能となる。
【００２８】図３は、請求項５および請求項６のプロパ
ティ検証装置の原理を示す図である。請求項５の発明
は、同期式順序機械の動作を表す有限状態機械が、機能
仕様を表すプロパティを満たしているか否かを検証する
プロパティ検証装置において、検証対象のプロパティと
して、枝分かれのない一本の状態集合列あるいは枝分か
れのない一本の状態集合列に無限ループが連結した構成
の状態集合列を示す単一パス表現を入力する単一パス表
現入力手段１１１と、単一パス表現を所定の手続きを順
次に組合せた手続き列に変換する手続き列変換手段１１
２と、手続き列で示された各手続きに従って、有限状態
機械における像計算処理を実行して、単一パス表現に対
応する状態遷移のパスを経由する状態集合を求める演算
処理手段１１３と、得られた状態集合が空集合であるか
否かを判定する判定手段１１４とを備えたことを特徴と
する。
ティ検証装置の原理を示す図である。請求項５の発明
は、同期式順序機械の動作を表す有限状態機械が、機能
仕様を表すプロパティを満たしているか否かを検証する
プロパティ検証装置において、検証対象のプロパティと
して、枝分かれのない一本の状態集合列あるいは枝分か
れのない一本の状態集合列に無限ループが連結した構成
の状態集合列を示す単一パス表現を入力する単一パス表
現入力手段１１１と、単一パス表現を所定の手続きを順
次に組合せた手続き列に変換する手続き列変換手段１１
２と、手続き列で示された各手続きに従って、有限状態
機械における像計算処理を実行して、単一パス表現に対
応する状態遷移のパスを経由する状態集合を求める演算
処理手段１１３と、得られた状態集合が空集合であるか
否かを判定する判定手段１１４とを備えたことを特徴と
する。
【００２９】請求項５の発明は、手続き列変換手段１１
２により、単一パス表現入力手段１１１を介して受け取
った単一パス表現を手続き列に変換し、この手続き列に
従って演算処理手段１１３が動作し、得られた状態集合
を判定手段１１４の処理に供することにより、請求項１
で述べたプロパティ検証方法を適用して、単一パス表現
で示されるプロパティを検証することができる。
２により、単一パス表現入力手段１１１を介して受け取
った単一パス表現を手続き列に変換し、この手続き列に
従って演算処理手段１１３が動作し、得られた状態集合
を判定手段１１４の処理に供することにより、請求項１
で述べたプロパティ検証方法を適用して、単一パス表現
で示されるプロパティを検証することができる。
【００３０】これにより、単一パス表現可能なプロパテ
ィについては、像計算処理のみを利用して、その検証作
業を実現することができるから、記号モデル検査法にお
いて、状態遷移関係の関数化による二分決定グラフの規
模縮小を適用したことによるメモリ規模の縮小と処理時
間の短縮とを両立することが可能となる。
ィについては、像計算処理のみを利用して、その検証作
業を実現することができるから、記号モデル検査法にお
いて、状態遷移関係の関数化による二分決定グラフの規
模縮小を適用したことによるメモリ規模の縮小と処理時
間の短縮とを両立することが可能となる。
【００３１】請求項６の発明は、請求項５に記載のプロ
パティ検証装置において、単一パス表現入力手段１１１
は、検証対象のプロパティを表す計算木論理式を入力す
る論理式入力手段１２１と、所定の変換規則に従って、
計算木論理式を単一パス表現に変換し、手続き列変換手
段１１２の処理に供する表現変換手段１２２とを備えた
構成であることを特徴とする。
パティ検証装置において、単一パス表現入力手段１１１
は、検証対象のプロパティを表す計算木論理式を入力す
る論理式入力手段１２１と、所定の変換規則に従って、
計算木論理式を単一パス表現に変換し、手続き列変換手
段１１２の処理に供する表現変換手段１２２とを備えた
構成であることを特徴とする。
【００３２】請求項６の発明は、論理式入力手段１２１
による計算機論理式の入力に応じて、表現変換手段１２
２が動作することにより、計算木論理式で表されたプロ
パティを検証することができる。図４は、請求項７およ
び請求項８のプロパティ検証装置の原理を示す図であ
る。請求項７の発明は、同期式順序機械の動作を表す有
限状態機械が、機能仕様を表すプロパティを満たしてい
るか否かを検証するプロパティ検証装置において、検証
対象のプロパティを表す計算木論理式を入力する論理式
入力手段１２１と、所定の変換規則に従って、計算木論
理式を所定の手続きを順次に組合せた手続き列に変換す
る変換処理手段１２３と、手続き列で示された各手続き
に従って、有限状態機械における像計算処理を実行し
て、単一パス表現に対応する状態遷移のパスを経由する
状態集合を求める演算処理手段１１３と、得られた状態
集合が空集合であるか否かを判定する判定手段１１４と
を備えたことを特徴とする。
による計算機論理式の入力に応じて、表現変換手段１２
２が動作することにより、計算木論理式で表されたプロ
パティを検証することができる。図４は、請求項７およ
び請求項８のプロパティ検証装置の原理を示す図であ
る。請求項７の発明は、同期式順序機械の動作を表す有
限状態機械が、機能仕様を表すプロパティを満たしてい
るか否かを検証するプロパティ検証装置において、検証
対象のプロパティを表す計算木論理式を入力する論理式
入力手段１２１と、所定の変換規則に従って、計算木論
理式を所定の手続きを順次に組合せた手続き列に変換す
る変換処理手段１２３と、手続き列で示された各手続き
に従って、有限状態機械における像計算処理を実行し
て、単一パス表現に対応する状態遷移のパスを経由する
状態集合を求める演算処理手段１１３と、得られた状態
集合が空集合であるか否かを判定する判定手段１１４と
を備えたことを特徴とする。
【００３３】請求項７の発明は、変換処理手段１２３
が、論理式入力手段１２１を介して受け取った計算木論
理式を直接に手続き列に変換し、単一パス表現を経由す
る必要性を排除することにより、計算木論理式で表され
たプロパティの検証作業を更に迅速に行うことが可能と
なる。請求項８の発明は、請求項６または請求項７に記
載のプロパティ検証装置において、論理式入力手段１２
１は、プロパティを表す計算木論理式の入力を受け取る
受け取り手段１２４と、計算木論理式を逆像計算処理の
適用が必要とされる部分式とその他の計算木論理式とに
分離する分離手段１２５と、部分式に対して逆像計算処
理を適用し、状態集合を示す命題論理式を求める逆像計
算手段１２６と、命題論理式とその他の計算木論理式と
を合成し、プロパティを表す計算木論理式として出力す
る合成手段１２７とを備えた構成であることを特徴とす
る。
が、論理式入力手段１２１を介して受け取った計算木論
理式を直接に手続き列に変換し、単一パス表現を経由す
る必要性を排除することにより、計算木論理式で表され
たプロパティの検証作業を更に迅速に行うことが可能と
なる。請求項８の発明は、請求項６または請求項７に記
載のプロパティ検証装置において、論理式入力手段１２
１は、プロパティを表す計算木論理式の入力を受け取る
受け取り手段１２４と、計算木論理式を逆像計算処理の
適用が必要とされる部分式とその他の計算木論理式とに
分離する分離手段１２５と、部分式に対して逆像計算処
理を適用し、状態集合を示す命題論理式を求める逆像計
算手段１２６と、命題論理式とその他の計算木論理式と
を合成し、プロパティを表す計算木論理式として出力す
る合成手段１２７とを備えた構成であることを特徴とす
る。
【００３４】請求項８の発明は、分離手段１２５が、受
け取り手段１２４を介して受け取った計算木論理式の一
部を分離して逆像計算手段１２６の処理に供し、合成手
段１２７により、逆像計算で得られた命題論理式を元の
計算木論理式に合成することにより、逆像計算が必要な
部分式を含む計算木論理式を単一パス表現可能な計算木
論理式に変換することができる。
け取り手段１２４を介して受け取った計算木論理式の一
部を分離して逆像計算手段１２６の処理に供し、合成手
段１２７により、逆像計算で得られた命題論理式を元の
計算木論理式に合成することにより、逆像計算が必要な
部分式を含む計算木論理式を単一パス表現可能な計算木
論理式に変換することができる。
【００３５】これにより、検証対象となるプロパティに
関する制限を解除し、あらゆるプロパティを表す計算木
論理式の入力に応じて検証作業を行うことができるか
ら、汎用性に優れたプロパティ検証装置を実現すること
ができる。
関する制限を解除し、あらゆるプロパティを表す計算木
論理式の入力に応じて検証作業を行うことができるか
ら、汎用性に優れたプロパティ検証装置を実現すること
ができる。
【００３６】
【発明の実施の形態】以下、図面に基づいて、本発明の
実施形態について詳細に説明する。
実施形態について詳細に説明する。
【００３７】図５は、請求項６のプロパティ検証装置の
実施形態を示す図である。図５において、プロパティ検
証装置は、論理式入力手段１２１に相当する入力受付部
２１１を介して受け付けた計算木論理式を単一パス表現
変換部２１２によって単一パス表現に変換し、更に、手
続き列変換部２１３によって後述する手続き列に変換し
た後に集合演算部２１４の処理に供し、得られた状態集
合が空であるか否かを判定処理部２１５によって判定す
ることにより、入力されたプロパティを検証する構成と
なっている。
実施形態を示す図である。図５において、プロパティ検
証装置は、論理式入力手段１２１に相当する入力受付部
２１１を介して受け付けた計算木論理式を単一パス表現
変換部２１２によって単一パス表現に変換し、更に、手
続き列変換部２１３によって後述する手続き列に変換し
た後に集合演算部２１４の処理に供し、得られた状態集
合が空であるか否かを判定処理部２１５によって判定す
ることにより、入力されたプロパティを検証する構成と
なっている。
【００３８】図５に示した入力受付部２１１において、
演算子判別部２２１は、受け取った計算木論理式の先頭
の演算子に応じて、この計算木論理式を直接あるいは否
定処理部２２２を介して初期状態付加部２２３に送出す
る構成となっている。ここで、演算子判別部２２１は、
先頭の演算子が全称を示す演算子「Ａ」である場合に、
計算木論理式全体を否定処理部２２２に送出し、一方、
存在を示す演算子「Ｅ」である場合には、そのまま初期
状態付加部２２３に送出すればよい。
演算子判別部２２１は、受け取った計算木論理式の先頭
の演算子に応じて、この計算木論理式を直接あるいは否
定処理部２２２を介して初期状態付加部２２３に送出す
る構成となっている。ここで、演算子判別部２２１は、
先頭の演算子が全称を示す演算子「Ａ」である場合に、
計算木論理式全体を否定処理部２２２に送出し、一方、
存在を示す演算子「Ｅ」である場合には、そのまま初期
状態付加部２２３に送出すればよい。
【００３９】また、図５において、否定処理部２２２
は、演算子判別部２２１から受け取った計算木論理式全
体を否定し、更に、論理演算規則に従って必要な式の変
形を行って計算木論理式を整理して、得られた計算木論
理式を初期状態付加部２２３に送出する構成となってい
る。この初期状態付加部２２３は、受け取った計算木論
理式の先頭に初期状態に対応する命題論理式piを付加す
ることにより、検証作業の開始時点を初期状態とし、こ
の計算木論理式を単一パス表現変換部２１２に送出する
構成となっている。
は、演算子判別部２２１から受け取った計算木論理式全
体を否定し、更に、論理演算規則に従って必要な式の変
形を行って計算木論理式を整理して、得られた計算木論
理式を初期状態付加部２２３に送出する構成となってい
る。この初期状態付加部２２３は、受け取った計算木論
理式の先頭に初期状態に対応する命題論理式piを付加す
ることにより、検証作業の開始時点を初期状態とし、こ
の計算木論理式を単一パス表現変換部２１２に送出する
構成となっている。
【００４０】また、図５に示した単一パス表現変換部２
１２において、式変形処理部２２４は、上述した入力受
付部２１１から計算木論理式を受け取り、変換規則格納
部２２５に保持された変換規則に従ってこの計算木論理
式を変形し、単一パス表現に変換する構成となってい
る。ここで、変換規則格納部２２５には、計算木論理式
を単一パス表現に変換する手続きＲとして、状態集合を
示す命題論理式ｐ，ｑおよび上述した計算木論理式の部
分式ｆを用いて式（７）から式（10）に示す変換規則を
格納しておけばよい。
１２において、式変形処理部２２４は、上述した入力受
付部２１１から計算木論理式を受け取り、変換規則格納
部２２５に保持された変換規則に従ってこの計算木論理
式を変形し、単一パス表現に変換する構成となってい
る。ここで、変換規則格納部２２５には、計算木論理式
を単一パス表現に変換する手続きＲとして、状態集合を
示す命題論理式ｐ，ｑおよび上述した計算木論理式の部
分式ｆを用いて式（７）から式（10）に示す変換規則を
格納しておけばよい。
【００４１】 Ｒ（ｐ∧ＥＸ f）＝ｐＲ（ｆ） ・・・（７） Ｒ（ｐ∧ＥＦ f）＝｛Ｒ（ｐ∧ｆ），ｐTrue* Ｒ（ｆ）｝ ・・・（８） Ｒ（ｐ∧ＥＧ q）＝（ｐ∧ｆ）ｑω ・・・（９） Ｒ（ｐ∧Ｅ(q Ｕ f))＝｛Ｒ（ｐ∧ｆ），ｐｑ* Ｒ（ｆ）｝ ・・・（10） 式（７）から式（10）においては、命題論理式ｐの有限
回および無限回の繰り返しを指数符号「* 」および指数
符号「ω 」で示し、また、場合分けを中括弧でくくっ
て示している。
回および無限回の繰り返しを指数符号「* 」および指数
符号「ω 」で示し、また、場合分けを中括弧でくくっ
て示している。
【００４２】また、式変形処理部２２４は、受け取った
計算木論理式から上述した変換規則に適合する箇所を検
出し、該当する変換規則をそれぞれ適用することによ
り、単一パス表現への変換処理を行えばよい。
計算木論理式から上述した変換規則に適合する箇所を検
出し、該当する変換規則をそれぞれ適用することによ
り、単一パス表現への変換処理を行えばよい。
【００４３】ここで、単一パス表現とは、枝分かれのな
い一本の状態集合列あるいは、枝分かれのない一本の状
態集合列に無限ループとなる状態集合列が連結した状態
集合列であり、任意の状態集合を表す命題論理式の集合
Ｐを用いて、単一パス表現ｓの集合Ｓを次のように定義
する。ｐ∈Ｐである状態集合ｐは、単一パス表現であ
る。
い一本の状態集合列あるいは、枝分かれのない一本の状
態集合列に無限ループとなる状態集合列が連結した状態
集合列であり、任意の状態集合を表す命題論理式の集合
Ｐを用いて、単一パス表現ｓの集合Ｓを次のように定義
する。ｐ∈Ｐである状態集合ｐは、単一パス表現であ
る。
【００４４】ｐ∈Ｐである状態集合ｐとｓ∈Ｓである状
態集合列ｓとの連接ｐｓは、単一パス表現である。ｐ∈
Ｐである状態集合ｐの無限回の繰り返しｐω は、単一
パス表現である。ｐ∈Ｐである状態集合ｐの有限回の繰
り返しｐ* とｓ∈Ｓである状態集合列ｓとの連接ｐ* ｓ
は、単一パス表現である。
態集合列ｓとの連接ｐｓは、単一パス表現である。ｐ∈
Ｐである状態集合ｐの無限回の繰り返しｐω は、単一
パス表現である。ｐ∈Ｐである状態集合ｐの有限回の繰
り返しｐ* とｓ∈Ｓである状態集合列ｓとの連接ｐ* ｓ
は、単一パス表現である。
【００４５】したがって、式変形処理部２２４は、上述
した変換規則に従って式を変形していき、以上で定義し
た単一パス表現で表される状態集合列を求めればよい。
例えば、入力受付部２１１を介して検証すべきプロパテ
ィを示す計算木論理式「ＡＧ（ｐ→ＡＦｑ）」が入力さ
れた場合は、先頭の演算子が全称を示す演算子「Ａ」で
あるので、演算子判別部２２１からの指示に応じて否定
処理部２２２が動作し、図６(a) に示すように、入力さ
れた計算木論理式を一旦否定した後に整理することによ
り、演算子「Ａ」を含まない計算木論理式が得られる。
更に、初期状態付加部２２３により、この計算木論理式
の先頭に、初期状態に対応する命題論理式ｐi が付加さ
れ、得られた計算木論理式が式変形処理部２２４の処理
に供される。
した変換規則に従って式を変形していき、以上で定義し
た単一パス表現で表される状態集合列を求めればよい。
例えば、入力受付部２１１を介して検証すべきプロパテ
ィを示す計算木論理式「ＡＧ（ｐ→ＡＦｑ）」が入力さ
れた場合は、先頭の演算子が全称を示す演算子「Ａ」で
あるので、演算子判別部２２１からの指示に応じて否定
処理部２２２が動作し、図６(a) に示すように、入力さ
れた計算木論理式を一旦否定した後に整理することによ
り、演算子「Ａ」を含まない計算木論理式が得られる。
更に、初期状態付加部２２３により、この計算木論理式
の先頭に、初期状態に対応する命題論理式ｐi が付加さ
れ、得られた計算木論理式が式変形処理部２２４の処理
に供される。
【００４６】この計算木論理式の入力に応じて、式変形
処理部２２４が動作し、図６(b) において、それぞれ斜
線を付して示す部分式に、上述した式（８）および式
（９）を順次に適用して整理することにより、図６(b)
に示す単一パス表現が得られる。このように、単一パス
表現変換部２１２の各部が動作することにより、請求項
６で述べた表現変換手段１２２の機能を実現し、入力受
付部２１１を介して受け取った計算木論理式を単一パス
表現に変換し、全体として、請求項５で述べた単一パス
表現入力手段１１１の機能を実現し、手続き列変換手段
１１２に相当する手続き列変換部２１３の処理に供する
ことができる。
処理部２２４が動作し、図６(b) において、それぞれ斜
線を付して示す部分式に、上述した式（８）および式
（９）を順次に適用して整理することにより、図６(b)
に示す単一パス表現が得られる。このように、単一パス
表現変換部２１２の各部が動作することにより、請求項
６で述べた表現変換手段１２２の機能を実現し、入力受
付部２１１を介して受け取った計算木論理式を単一パス
表現に変換し、全体として、請求項５で述べた単一パス
表現入力手段１１１の機能を実現し、手続き列変換手段
１１２に相当する手続き列変換部２１３の処理に供する
ことができる。
【００４７】図５に示した手続き列変換部２１３におい
て、式変形処理部２２６は、変換規則格納部２２７に保
持された変換規則に従って、単一パス表現を以下に述べ
る検証手続き列に変換する構成となっている。ここで、
基本的な検証手続き列は、像計算のみによって構成され
ており、命題論理式ｐ、ｑと像計算を示す演算子Img お
よび最大不動点と最小不動点をそれぞれ表す演算子gfp
、lfp を用いて、式(11)から式(13)のように表され
る。
て、式変形処理部２２６は、変換規則格納部２２７に保
持された変換規則に従って、単一パス表現を以下に述べ
る検証手続き列に変換する構成となっている。ここで、
基本的な検証手続き列は、像計算のみによって構成され
ており、命題論理式ｐ、ｑと像計算を示す演算子Img お
よび最大不動点と最小不動点をそれぞれ表す演算子gfp
、lfp を用いて、式(11)から式(13)のように表され
る。
【００４８】 FindTrans(p)＝Img(p) ・・・(11) FindTrail(p,q)＝lfp Ｚ.[p∨Img(q∧Ｚ)] ・・・(12) FindLoop(p)＝gfp Ｚ.[p∧Img(Ｚ)] ・・・(13) 式(11)に示した検証手続きFindTrans(p)は、まさに、像
計算そのものであり、図７(a) に示すように、命題論理
式ｐで表された状態集合から一回の状態遷移で到達可能
な状態集合を返す手続きである。
計算そのものであり、図７(a) に示すように、命題論理
式ｐで表された状態集合から一回の状態遷移で到達可能
な状態集合を返す手続きである。
【００４９】また、式(12)に示した検証手続きFindTrai
l(p,q)は、図７(b) に示すように、命題論理式ｐで表さ
れた状態集合から、命題論理式ｑが成り立つ状態集合を
経由して到達可能な状態集合（図７(b) において斜線を
付して示す）を返す手続きである。また、式(13)に示し
た検証手続きFindLoop(p) は、図７(c) に示すように、
命題論理式ｐで表された状態集合に含まれており、か
つ、命題論理式ｐが成り立つループを構成する部分集合
とそのループから到達可能な部分集合の和集合（図７
(c) において斜線を付して示す）を返す手続きである。
l(p,q)は、図７(b) に示すように、命題論理式ｐで表さ
れた状態集合から、命題論理式ｑが成り立つ状態集合を
経由して到達可能な状態集合（図７(b) において斜線を
付して示す）を返す手続きである。また、式(13)に示し
た検証手続きFindLoop(p) は、図７(c) に示すように、
命題論理式ｐで表された状態集合に含まれており、か
つ、命題論理式ｐが成り立つループを構成する部分集合
とそのループから到達可能な部分集合の和集合（図７
(c) において斜線を付して示す）を返す手続きである。
【００５０】また、変換規則格納部２２７は、単一パス
表現ｓおよび命題論理式ｐを用いて式(14)〜式(18)のよ
うに表される変換規則Ｓを格納している。 Ｓ(p) ＝ｐ ・・・(14) Ｓ(sp)＝FindTrans(Ｓ(s))∧ｐ ・・・(15) Ｓ(sp*)＝FindTrail(FindTrans(Ｓ(s)),p) ・・・(16) Ｓ(spω)＝FindLoop(FindTrail(Ｓ(s),p)∧p) ・・・(17) Ｓ({s∧p,sp*})＝FindTrail(Ｓ(s),p) ・・・(18) したがって、式変形処理部２２６は、受け取った単一パ
ス表現からこれらの変換規則に適合する部分を検出し、
該当する変換規則を順次に適用することにより、単一パ
ス表現を検証手続き列に変換すればよい。
表現ｓおよび命題論理式ｐを用いて式(14)〜式(18)のよ
うに表される変換規則Ｓを格納している。 Ｓ(p) ＝ｐ ・・・(14) Ｓ(sp)＝FindTrans(Ｓ(s))∧ｐ ・・・(15) Ｓ(sp*)＝FindTrail(FindTrans(Ｓ(s)),p) ・・・(16) Ｓ(spω)＝FindLoop(FindTrail(Ｓ(s),p)∧p) ・・・(17) Ｓ({s∧p,sp*})＝FindTrail(Ｓ(s),p) ・・・(18) したがって、式変形処理部２２６は、受け取った単一パ
ス表現からこれらの変換規則に適合する部分を検出し、
該当する変換規則を順次に適用することにより、単一パ
ス表現を検証手続き列に変換すればよい。
【００５１】例えば、図６(b) に示した単一パス表現の
入力に応じて、式変形処理部２２６が式(17)および式(1
8)を順次に適用し、更に式を整理することにより、図６
(c)に示すようにして、手続き列に変換することができ
る。このようにして得られた手続き列の入力に応じて、
集合演算部２１４は、上述した式(11)から式(13)に示し
た像計算および不動点計算を実行し、単一パス表現で表
される状態集合を求め、判定処理部２１５に入力し、状
態集合が空集合であるか否かを判定すればよい。
入力に応じて、式変形処理部２２６が式(17)および式(1
8)を順次に適用し、更に式を整理することにより、図６
(c)に示すようにして、手続き列に変換することができ
る。このようにして得られた手続き列の入力に応じて、
集合演算部２１４は、上述した式(11)から式(13)に示し
た像計算および不動点計算を実行し、単一パス表現で表
される状態集合を求め、判定処理部２１５に入力し、状
態集合が空集合であるか否かを判定すればよい。
【００５２】このようにして、請求項１の方法を適用し
たプロパティ検証装置を実現することができる。上述し
たように、これらの手続き列は像計算のみを用いて実行
可能であるから、状態遷移関係を関数で表して、二分木
決定グラフの規模を縮小した場合においても、現実的な
計算機システムの処理能力を用いて集合演算処理を実行
し、論理装置のモデルが、単一パス表現で表すことが可
能なプロパティを実現しているか否かを検証することが
できる。
たプロパティ検証装置を実現することができる。上述し
たように、これらの手続き列は像計算のみを用いて実行
可能であるから、状態遷移関係を関数で表して、二分木
決定グラフの規模を縮小した場合においても、現実的な
計算機システムの処理能力を用いて集合演算処理を実行
し、論理装置のモデルが、単一パス表現で表すことが可
能なプロパティを実現しているか否かを検証することが
できる。
【００５３】これにより、単一パス表現可能なプロパテ
ィに関しては、記号モデル検査手法を適用する際に問題
となるメモリ量の抑制と処理時間の短縮とを両立するこ
とができるので、記号モデル検査手法を現実的な規模を
持つ論理装置のプロパティ検証に適用することが可能と
なる。
ィに関しては、記号モデル検査手法を適用する際に問題
となるメモリ量の抑制と処理時間の短縮とを両立するこ
とができるので、記号モデル検査手法を現実的な規模を
持つ論理装置のプロパティ検証に適用することが可能と
なる。
【００５４】ここで、上述したように、現実の論理装置
において検証が必要となるプロパティのほとんどは単一
パス表現可能であり、これらのプロパティの検証作業に
本発明の技法を適用して検証作業の効率化を図ることに
より、検証作業全体を大幅に効率化することができる。
更に、計算木論理式を直接に上述した手続き列に変換す
ることも可能である。
において検証が必要となるプロパティのほとんどは単一
パス表現可能であり、これらのプロパティの検証作業に
本発明の技法を適用して検証作業の効率化を図ることに
より、検証作業全体を大幅に効率化することができる。
更に、計算木論理式を直接に上述した手続き列に変換す
ることも可能である。
【００５５】図８に、請求項７のプロパティ検証装置の
実施形態を示す。図８において、プロパティ検証装置
は、図５に示した単一パス表現変換部２１２および手続
き変換処理部２１３に代えて、請求項７で述べた変換処
理手段１２３に相当する変換処理部２１６を備え、入力
受付部２１１を介して受け取った計算木論理式を上述し
た手続き列に変換し、集合演算部２１４の処理に供する
構成となっている。
実施形態を示す。図８において、プロパティ検証装置
は、図５に示した単一パス表現変換部２１２および手続
き変換処理部２１３に代えて、請求項７で述べた変換処
理手段１２３に相当する変換処理部２１６を備え、入力
受付部２１１を介して受け取った計算木論理式を上述し
た手続き列に変換し、集合演算部２１４の処理に供する
構成となっている。
【００５６】この変換処理部２１６において、式変形処
理部２２８は、入力受付部２１１を介して検証対象のプ
ロパティを表す計算木論理式を受け取り、変換規則格納
部２２９に保持された変換規則に従って、計算木論理式
を手続き列に変換する構成となっている。この変換規則
格納部２２９は、計算木論理式から手続き列への変換規
則として、命題論理式ｐ、ｑおよび計算木論理式の部分
式ｆを用いて、式(19)から式(23)のように表される変換
規則Ｔを格納している。
理部２２８は、入力受付部２１１を介して検証対象のプ
ロパティを表す計算木論理式を受け取り、変換規則格納
部２２９に保持された変換規則に従って、計算木論理式
を手続き列に変換する構成となっている。この変換規則
格納部２２９は、計算木論理式から手続き列への変換規
則として、命題論理式ｐ、ｑおよび計算木論理式の部分
式ｆを用いて、式(19)から式(23)のように表される変換
規則Ｔを格納している。
【００５７】 Ｔ(p) ＝ｐ ・・・(19) Ｔ(p∧ＥＸ f) ＝FindTrans(p)∧Ｔ(f) ・・・(20) Ｔ(p∧ＥＦ f) ＝FindTrail(p,True)∧Ｔ(f) ・・・(21) Ｔ(p∧ＥＧ q) ＝FindLoop(FindTrail((p∧q,q)∧q) ・・・(22) Ｔ(p∧Ｅ(q Ｕ f) ＝FindTrail(p,q)∧Ｔ(f) ・・・(23) したがって、式変形処理部２４１は、受け取った計算木
論理式から上述した変換規則に適合する部分式を検出
し、それぞれの部分式に該当する変換規則を順次に適用
していけばよい。
論理式から上述した変換規則に適合する部分式を検出
し、それぞれの部分式に該当する変換規則を順次に適用
していけばよい。
【００５８】この場合は、図６(a) に示したように、入
力受付部２１１によって一旦否定され、また初期状態に
関する命題論理式ｐi が付加された計算木論理式の入力
に応じて、式変形処理部２２８が動作し、図６(b) にお
いて符号b1および符号b2を付した下線で示した部分式に
それぞれ式(21)および式(22)で示した変換規則を適用す
ることにより、計算木論理式から直接に図６(c) に示し
た手続き列を得ることができる。
力受付部２１１によって一旦否定され、また初期状態に
関する命題論理式ｐi が付加された計算木論理式の入力
に応じて、式変形処理部２２８が動作し、図６(b) にお
いて符号b1および符号b2を付した下線で示した部分式に
それぞれ式(21)および式(22)で示した変換規則を適用す
ることにより、計算木論理式から直接に図６(c) に示し
た手続き列を得ることができる。
【００５９】このようにして、請求項３の方法を適用し
たプロパティ検証装置を実現することが可能となる。こ
の場合は、計算木論理式を直接に手続き列に変換するこ
とにより、プロパティ検証作業を構成する手順を削減す
ることが可能となり、検証作業全体に要する処理時間を
更に短縮することが可能となる。
たプロパティ検証装置を実現することが可能となる。こ
の場合は、計算木論理式を直接に手続き列に変換するこ
とにより、プロパティ検証作業を構成する手順を削減す
ることが可能となり、検証作業全体に要する処理時間を
更に短縮することが可能となる。
【００６０】次に、単一パス表現可能でないプロパティ
も含めて検証する方法について説明する。単一パス表現
可能でないプロパティは、上述した変換規則Ｒおよび変
換規則Ｓによって手続き列に変換することはできない部
分式を含んだ計算木論理式で表されており、この計算木
論理式全体で表されるプロパティを検証するためには、
少なくとも、このような部分式については逆像計算を適
用する必要がある。
も含めて検証する方法について説明する。単一パス表現
可能でないプロパティは、上述した変換規則Ｒおよび変
換規則Ｓによって手続き列に変換することはできない部
分式を含んだ計算木論理式で表されており、この計算木
論理式全体で表されるプロパティを検証するためには、
少なくとも、このような部分式については逆像計算を適
用する必要がある。
【００６１】ここで、逆像計算結果は状態集合を示す命
題論理式で表される。したがって、変換できない部分式
に関する逆像計算を先行して処理し、この部分式を逆像
計算結果を示す命題論理式で置換すれば、計算木論理式
を全体として上述した手続き列に変換可能とすることが
でき、この手続き列に従って像計算を用いた集合演算を
実行することにより、元の計算木論理式に従って従来方
式で求めた場合と同等の演算結果が得られる。
題論理式で表される。したがって、変換できない部分式
に関する逆像計算を先行して処理し、この部分式を逆像
計算結果を示す命題論理式で置換すれば、計算木論理式
を全体として上述した手続き列に変換可能とすることが
でき、この手続き列に従って像計算を用いた集合演算を
実行することにより、元の計算木論理式に従って従来方
式で求めた場合と同等の演算結果が得られる。
【００６２】図９に、請求項８を適用した請求項７のプ
ロパティ検証装置の実施形態を示す。図９に示したプロ
パティ検証装置において、置換処理部２１７は、入力受
付部２１１を介して受け取った計算木論理式に含まれる
手続き列に変換できない部分式を適切な命題論理式に置
換して、変換処理部２１６の処理に供するとともに、該
当する部分式を逆像計算処理部２１８の処理に供する構
成となっている。
ロパティ検証装置の実施形態を示す。図９に示したプロ
パティ検証装置において、置換処理部２１７は、入力受
付部２１１を介して受け取った計算木論理式に含まれる
手続き列に変換できない部分式を適切な命題論理式に置
換して、変換処理部２１６の処理に供するとともに、該
当する部分式を逆像計算処理部２１８の処理に供する構
成となっている。
【００６３】図９に示した置換処理部２１７において、
部分式検出部２３１は、受け取った計算木論理式から上
述した変換規則が適用できない部分式を検出し、符号割
当部２３２は、該当する部分式を計算木論理式において
一意な命題論理式を示す符号で置換して、変形処理部２
１６の処理に供する構成となっている。ここで、部分式
検出部２３１は、上述した式から式の左辺で示された時
相論理式以外の部分式を検出すればよい。
部分式検出部２３１は、受け取った計算木論理式から上
述した変換規則が適用できない部分式を検出し、符号割
当部２３２は、該当する部分式を計算木論理式において
一意な命題論理式を示す符号で置換して、変形処理部２
１６の処理に供する構成となっている。ここで、部分式
検出部２３１は、上述した式から式の左辺で示された時
相論理式以外の部分式を検出すればよい。
【００６４】また、図９において、逆像計算処理部２１
８は、受け取った部分式で示される状態集合を従来と同
様に逆像計算を用いて求め、また、合成処理部２１９
は、この状態集合を示す命題論理式を受け取って、手続
き列に含まれる該当する符号に代えて代入し、得られた
手続き列を集合演算部２１４の処理に供する構成となっ
ている。
８は、受け取った部分式で示される状態集合を従来と同
様に逆像計算を用いて求め、また、合成処理部２１９
は、この状態集合を示す命題論理式を受け取って、手続
き列に含まれる該当する符号に代えて代入し、得られた
手続き列を集合演算部２１４の処理に供する構成となっ
ている。
【００６５】ここで、計算木論理式から単一パス表現へ
の変換処理および単一パス表現から手続き列への変換処
理においては命題論理式自体は変化しない。したがっ
て、上述したようにして、変換できない部分式を命題論
理式を示す符号に置き換えた計算木論理式を手続き列に
変換し、この手続き列に含まれる符号を逆像計算結果を
示す命題論理式で置き換えることにより、論理式入力手
段１１１において、該当する部分式に関する逆像計算処
理を行って得られる命題論理式によってこの部分式を置
き換え、この計算木論理式を変換処理に供して得られる
手続き列と同等の結果を得ることができる。
の変換処理および単一パス表現から手続き列への変換処
理においては命題論理式自体は変化しない。したがっ
て、上述したようにして、変換できない部分式を命題論
理式を示す符号に置き換えた計算木論理式を手続き列に
変換し、この手続き列に含まれる符号を逆像計算結果を
示す命題論理式で置き換えることにより、論理式入力手
段１１１において、該当する部分式に関する逆像計算処
理を行って得られる命題論理式によってこの部分式を置
き換え、この計算木論理式を変換処理に供して得られる
手続き列と同等の結果を得ることができる。
【００６６】すなわち、この場合は、置換処理部２１７
の部分式検出部２３１と逆像計算処理部２１８とによ
り、請求項８で述べた分離手段１２５と逆像計算手段１
２６の機能をそれぞれ実現し、また、符号割当部２４４
と合成処理部２１９とにより、請求項７で述べた合成手
段１２７の機能を実現して、変換できない部分式を含む
計算木論理式の検証を可能とすることができる。
の部分式検出部２３１と逆像計算処理部２１８とによ
り、請求項８で述べた分離手段１２５と逆像計算手段１
２６の機能をそれぞれ実現し、また、符号割当部２４４
と合成処理部２１９とにより、請求項７で述べた合成手
段１２７の機能を実現して、変換できない部分式を含む
計算木論理式の検証を可能とすることができる。
【００６７】以下、具体的な例について、図９に示した
プロパティ検証装置の動作を説明する。例えば、計算木
論理式「ＥＧ∧（ｐ∧ＡＧｑ）」が入力受付部２１１に
入力された場合は、先頭が「存在」を示す時相演算子Ｅ
であるので、図１０(a) に示すように、計算木論理式に
そのまま初期状態を示す命題論理式ｐi が付加され、置
換処理部２１７の処理に供される。
プロパティ検証装置の動作を説明する。例えば、計算木
論理式「ＥＧ∧（ｐ∧ＡＧｑ）」が入力受付部２１１に
入力された場合は、先頭が「存在」を示す時相演算子Ｅ
であるので、図１０(a) に示すように、計算木論理式に
そのまま初期状態を示す命題論理式ｐi が付加され、置
換処理部２１７の処理に供される。
【００６８】これに応じて、置換処理部２１７の部分式
検出部２３１は、上述した変換規則Ｔが適用できない部
分式として部分式「ＡＧｑ」を検出し、また、符号割当
部２３２は、部分式検出部２３１から受け取った部分式
「ＡＧｑ」に、命題論理式を示す符号q'を割り当てて置
換すればよい（図１０(b) 参照）。これにより、計算木
論理式全体を手続き列に変換可能となり、この計算木論
理式の入力に応じて、変形処理部２１６が、得られた計
算木論理式に式(22)に示した変換規則を適用した後、更
に式を整理することにより（図１０(b) 参照）、計算木
論理式に対応する手続き列が得られる。
検出部２３１は、上述した変換規則Ｔが適用できない部
分式として部分式「ＡＧｑ」を検出し、また、符号割当
部２３２は、部分式検出部２３１から受け取った部分式
「ＡＧｑ」に、命題論理式を示す符号q'を割り当てて置
換すればよい（図１０(b) 参照）。これにより、計算木
論理式全体を手続き列に変換可能となり、この計算木論
理式の入力に応じて、変形処理部２１６が、得られた計
算木論理式に式(22)に示した変換規則を適用した後、更
に式を整理することにより（図１０(b) 参照）、計算木
論理式に対応する手続き列が得られる。
【００６９】また一方、上述した部分式「ＡＧｑ」の入
力に応じて、逆像計算処理部２１８が従来と同様の逆像
計算処理を行うことにより、部分式「ＡＧｑ」で表され
る状態集合を示す命題論理式が求められ、上述した手続
き列とともに、合成処理部２１９に入力される。これに
応じて、合成処理部２１９が、この命題論理式を図１０
(b) に示した手続き列に含まれる符号q'に代入し、集合
演算部２１４による処理に供することにより、元の計算
木論理式で表されたプロパティを満たす状態集合を求め
ることができ、この状態集合が判定処理部２１５の処理
に供される。
力に応じて、逆像計算処理部２１８が従来と同様の逆像
計算処理を行うことにより、部分式「ＡＧｑ」で表され
る状態集合を示す命題論理式が求められ、上述した手続
き列とともに、合成処理部２１９に入力される。これに
応じて、合成処理部２１９が、この命題論理式を図１０
(b) に示した手続き列に含まれる符号q'に代入し、集合
演算部２１４による処理に供することにより、元の計算
木論理式で表されたプロパティを満たす状態集合を求め
ることができ、この状態集合が判定処理部２１５の処理
に供される。
【００７０】このようにして、請求項４の方法を適用
し、手続き列に変換することのできない部分式について
のみ逆像計算処理を適用することにより、計算木論理式
で表される全てのプロパティを検証することが可能なプ
ロパティ検証装置を実現することが可能となる。この場
合に、逆像計算処理が適用されるのは、プロパティを表
す計算木論理式のごく一部であるから、計算木論理式全
体に逆像計算処理を適用する従来方式に比べて、逆像計
算処理に費やされる処理時間を大幅に短縮することが可
能である。
し、手続き列に変換することのできない部分式について
のみ逆像計算処理を適用することにより、計算木論理式
で表される全てのプロパティを検証することが可能なプ
ロパティ検証装置を実現することが可能となる。この場
合に、逆像計算処理が適用されるのは、プロパティを表
す計算木論理式のごく一部であるから、計算木論理式全
体に逆像計算処理を適用する従来方式に比べて、逆像計
算処理に費やされる処理時間を大幅に短縮することが可
能である。
【００７１】したがって、上述したようにして、現実的
な計算機システムにおいて、記号モデル検査手法を利用
して、あらゆるプロパティを検証することが可能とな
り、論理装置のモデルを様々な観点から、論理的に検証
することが可能なプロパティ検証装置を実現することが
できる。これにより、論理装置の設計作業の最も早い段
階で、その仕様の不都合などを漏れなく発見することが
可能となり、得られた情報を設計作業にフィードバック
することができるから、大規模なＬＳＩや計算機システ
ムなどの設計作業を強力に支援し、その効率化を推し進
めることができる。
な計算機システムにおいて、記号モデル検査手法を利用
して、あらゆるプロパティを検証することが可能とな
り、論理装置のモデルを様々な観点から、論理的に検証
することが可能なプロパティ検証装置を実現することが
できる。これにより、論理装置の設計作業の最も早い段
階で、その仕様の不都合などを漏れなく発見することが
可能となり、得られた情報を設計作業にフィードバック
することができるから、大規模なＬＳＩや計算機システ
ムなどの設計作業を強力に支援し、その効率化を推し進
めることができる。
【００７２】
【発明の効果】以上に説明したように、請求項１の発明
方法およびこの方法を用いた請求項５の発明装置によれ
ば、単一パス表現されたプロパティについて、像計算の
みを用いて検証を行うことが可能となるから、記号モデ
ル検査手法において、状態遷移関係を関数化することで
得られるメモリ量の抑制と計算時間の短縮を両立するこ
とができる。
方法およびこの方法を用いた請求項５の発明装置によれ
ば、単一パス表現されたプロパティについて、像計算の
みを用いて検証を行うことが可能となるから、記号モデ
ル検査手法において、状態遷移関係を関数化することで
得られるメモリ量の抑制と計算時間の短縮を両立するこ
とができる。
【００７３】これにより、現実的な処理能力を持った計
算機システムを用いて、記号モデル検査手法によるプロ
パティ検証を実現することが可能となり、論理装置の設
計作業の最も早い段階において、大部分のプロパティに
関して漏れのない検証を行うことができ、この検証結果
を設計作業にフィードバックし、論理装置の設計作業を
支援することができる。
算機システムを用いて、記号モデル検査手法によるプロ
パティ検証を実現することが可能となり、論理装置の設
計作業の最も早い段階において、大部分のプロパティに
関して漏れのない検証を行うことができ、この検証結果
を設計作業にフィードバックし、論理装置の設計作業を
支援することができる。
【００７４】更に、請求項２および請求項６の発明を適
用すれば、プロパティの表現として一般的に用いられて
いる計算木論理式で表されたプロパティのうち、単一パ
ス表現可能なものについて、効率的な記号モデル検証を
行うことが可能となる。また、請求項３および請求項７
の発明を適用すれば、入力された計算木論理式を直接に
手続き列に変換することにより、検証作業のために必要
な手順を削減し、処理に要する時間を更に短縮すること
が可能である。
用すれば、プロパティの表現として一般的に用いられて
いる計算木論理式で表されたプロパティのうち、単一パ
ス表現可能なものについて、効率的な記号モデル検証を
行うことが可能となる。また、請求項３および請求項７
の発明を適用すれば、入力された計算木論理式を直接に
手続き列に変換することにより、検証作業のために必要
な手順を削減し、処理に要する時間を更に短縮すること
が可能である。
【００７５】また一方、請求項４および請求項８の発明
を適用すれば、逆像計算処理が必要な部分式含む計算木
論理式が検証対象のプロパティとして入力された場合
に、該当する部分式に選択的に逆像計算処理を適用し
て、命題論理式に変換してから計算木論理式全体の検証
を行うことにより、計算木論理式で表現可能なあらゆる
プロパティの検証に適用することが可能となり、プロパ
ティ検証方法および装置の汎用性を大幅に向上すること
ができる。
を適用すれば、逆像計算処理が必要な部分式含む計算木
論理式が検証対象のプロパティとして入力された場合
に、該当する部分式に選択的に逆像計算処理を適用し
て、命題論理式に変換してから計算木論理式全体の検証
を行うことにより、計算木論理式で表現可能なあらゆる
プロパティの検証に適用することが可能となり、プロパ
ティ検証方法および装置の汎用性を大幅に向上すること
ができる。
【図１】請求項１および請求項２のプロパティ検証方法
の原理を示す図である。
の原理を示す図である。
【図２】請求項３および請求項４のプロパティ検証方法
の原理を示す図である。
の原理を示す図である。
【図３】請求項５および請求項６のプロパティ検証装置
の原理ブロック図である。
の原理ブロック図である。
【図４】請求項７および請求項８のプロパティ検証装置
の原理ブロック図である。
の原理ブロック図である。
【図５】請求項６のプロパティ検証装置の実施形態を示
す図である。
す図である。
【図６】手続き列への変換処理を説明する図である。
【図７】基本手続きを説明する図である。
【図８】請求項７のプロパティ検証装置の実施形態を示
す図である。
す図である。
【図９】請求項８の発明を適用した請求項６のプロパテ
ィ検証装置の実施形態を示す図である。
ィ検証装置の実施形態を示す図である。
【図１０】手続き列への変換処理を説明する図である。
【図１１】有限状態機械の例を示す図である。
【図１２】従来の検証手続きの処理時間を説明する図で
ある。
ある。
１１１ 単一パス表現入力手段 １１２ 手続き列変換手段 １１３ 演算処理手段 １１４ 判定手段 １２１ 論理式入力手段 １２２ 表現変換手段 １２３ 変換処理手段 １２４ 受け取り手段 １２５ 分離手段 １２６ 逆像計算手段 １２７ 合成手段 ２１１ 入力受付手段 ２１２ 単一パス表現変換部 ２１３ 手続き列変換部 ２１４ 集合演算部 ２１５ 判定処理部 ２１６ 変換処理部 ２１７ 置換処理部 ２１８ 逆像計算処理部 ２１９ 合成処理部 ２２１ 演算子判別部 ２２２ 否定処理部 ２２３ 初期状態付加部 ２２４、２２６、２２８ 式変形処理部 ２２５、２２７、２２９ 変換規則格納部 ２３１ 部分式検出部 ２３２ 符号割当部
Claims (8)
- 【請求項１】 同期式順序機械の動作を表す有限状態機
械が、機能仕様を表すプロパティを満たしているか否か
を検証するプロパティ検証方法において、 検証対象のプロパティとして、枝分かれのない一本の状
態集合列あるいは枝分かれのない一本の状態集合列に無
限ループが連結した構成の状態集合列を示す単一パス表
現が入力され、 前記単一パス表現を前記有限状態機械における像計算処
理のみで実行可能な所定の手続きを順次に組合せた手続
き列に変換し、 前記手続き列で示された各手続きを実行して、前記単一
パス表現に対応する状態遷移のパスを経由する状態集合
を求め、 得られた状態集合が空集合であるか否かに基づいて、実
例発見あるいは実例なしを通知することを特徴とするプ
ロパティ検証方法。 - 【請求項２】 請求項１に記載のプロパティ検証方法に
おいて、 検証対象のプロパティを表す情報として、計算木論理式
が入力され、 所定の変換規則に従って、前記計算木論理式を単一パス
表現に変換し、手続き列への変換処理に供することを特
徴とするプロパティ検証方法。 - 【請求項３】 同期式順序機械の動作を表す有限状態機
械が、機能仕様を表すプロパティを満たしているか否か
を検証するプロパティ検証方法において、 検証対象のプロパティを表す情報として、計算木論理式
が入力され、 所定の変換規則に従って、前記計算木論理式を前記有限
状態機械における像計算処理のみで実行可能な所定の手
続きを順次に組合せた手続き列に変換し、 前記手続き列で示された各手続きを実行して、前記単一
パス表現に対応する状態遷移のパスを経由する状態集合
を求め、 得られた状態集合が空集合であるか否かに基づいて、実
例発見あるいは実例なしを通知することを特徴とするプ
ロパティ検証方法。 - 【請求項４】 請求項２または請求項３に記載のプロパ
ティ検証方法において、 所定の条件に基づいて、入力された計算木論理式を逆像
計算の適用が必要な部分式とその他の計算木論理式とに
分離し、 前記部分式について逆像計算処理を実行して、状態集合
列を示す命題論理式を求め、 前記命題論理式と前記その他の計算木論理式とを合成し
て、後段の処理に供することを特徴とするプロパティ検
証方法。 - 【請求項５】 同期式順序機械の動作を表す有限状態機
械が、機能仕様を表すプロパティを満たしているか否か
を検証するプロパティ検証装置において、 検証対象のプロパティとして、枝分かれのない一本の状
態集合列あるいは枝分かれのない一本の状態集合列に無
限ループが連結した構成の状態集合列を示す単一パス表
現を入力する単一パス表現入力手段と、 前記単一パス表現を所定の手続きを順次に組合せた手続
き列に変換する手続き列変換手段と、 前記手続き列で示された各手続きに従って、前記有限状
態機械における像計算処理を実行して、前記単一パス表
現に対応する状態遷移のパスを経由する状態集合を求め
る演算処理手段と、 得られた状態集合が空集合であるか否かを判定する判定
手段とを備えたことを特徴とするプロパティ検証装置。 - 【請求項６】 請求項５に記載のプロパティ検証装置に
おいて、 単一パス表現入力手段は、 検証対象のプロパティを表す計算木論理式を入力する論
理式入力手段と、 所定の変換規則に従って、前記計算木論理式を単一パス
表現に変換し、手続き列変換手段の処理に供する表現変
換手段とを備えた構成であることを特徴とするプロパテ
ィ検証装置。 - 【請求項７】 同期式順序機械の動作を表す有限状態機
械が、機能仕様を表すプロパティを満たしているか否か
を検証するプロパティ検証装置において、 検証対象のプロパティを表す計算木論理式を入力する論
理式入力手段と、 所定の変換規則に従って、前記計算木論理式を所定の手
続きを順次に組合せた手続き列に変換する変換処理手段
と、 前記手続き列で示された各手続きに従って、前記有限状
態機械における像計算処理を実行して、前記単一パス表
現に対応する状態遷移のパスを経由する状態集合を求め
る演算処理手段と、 得られた状態集合が空集合であるか否かを判定する判定
手段とを備えたことを特徴とするプロパティ検証装置。 - 【請求項８】 請求項６または請求項７に記載のプロパ
ティ検証装置において、 論理式入力手段は、 プロパティを表す計算木論理式の入力を受け取る受け取
り手段と、 前記計算木論理式を逆像計算処理の適用が必要とされる
部分式とその他の計算木論理式とに分離する分離手段
と、 前記部分式に対して逆像計算処理を適用し、状態集合を
示す命題論理式を求める逆像計算手段と、 前記命題論理式と前記その他の計算木論理式とを合成
し、プロパティを表す計算木論理式として出力する合成
手段とを備えた構成であることを特徴とするプロパティ
検証装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP8220005A JPH1063537A (ja) | 1996-08-21 | 1996-08-21 | プロパティ検証方法および装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP8220005A JPH1063537A (ja) | 1996-08-21 | 1996-08-21 | プロパティ検証方法および装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH1063537A true JPH1063537A (ja) | 1998-03-06 |
Family
ID=16744448
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP8220005A Pending JPH1063537A (ja) | 1996-08-21 | 1996-08-21 | プロパティ検証方法および装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH1063537A (ja) |
Cited By (10)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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1996
- 1996-08-21 JP JP8220005A patent/JPH1063537A/ja active Pending
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