实时构件合成的语义研究

计算机科学2007Vol. 34No. 2实时构件合成的语义研究*)黄靖卢炎生徐丽萍(华中科技大学计算机科学与技术学院武 汉430074)摘要实时构件合成是实时应用系统中软件合成的基础,是实现软件复用思想的软件生产活动,其语义研究从实时构件的反射式语义模型、实时构件合成的适配性验证和合咸构件的语义规约机制三个方面展开,规约为实时构件合成中的分析理论。关键词实时构件 ,构件合成，构件语义The Semantical Research on Real-time Component CompositionHUANG Jing LU Yan Sheng XU Li-Ping(School of Computer Science & Technology, Huazhong University of Science & Technology, Wuhan 430074)Abstract The software composition in the real-time application system bases on the real-time component composition,which is productive activity of software for realizing the software reuse. In its semantic researches there are three as-pects: reflective semantic model of real-time component, adaptive estimation of real- time component composition andsemantic specification of compositive component, which can be deducted as the analytics of real-time component compo-sition.Keywords Realtime component, Component composition, Component semantics理论。1引言当前，软构件(Software Component)技术日益成为软件2实时构件的 反射式语义模型工程领域消除“软件危机”、提高软件开发效率和质量的主流实时构件的反射式语义模型(Real time Component Re-技术。基于构件的软件合成12 ,则是应用该技术实践软件fletive Semnantic Model, RCRSM)是构件合成分析理论的基复用思想的软件生产活动,构件合成是软件合成的实现途径。础,是一种语义分析模型,为基于构件的软件合成进行验证服应用实时构件(Real-time Component)的组装合成活动,也由务,即在软构件合成的实际运作之前或进行当中,应用形式化此成为了- -种快速高效开发实时应用软件的可行性方案。然的方法,来判断各待合成的软构件间的可适配性等相关合成而在实时领域软件合成的实际工程中，下面这些问题是值得问题。它有效地规约了实时构件的功能属性和时间约束特我们首先关注和考虑的:征,将构件语义分为外部连接接口和构件内部行为两部分,并1)以往的构件及构件模型很好地规约了构件自身所应有以构件方法(method)作为最小构件语义规约单元，其模型可的功能属性,但是缺乏对实时环境中实时构件所额外附有的简单表述为:时间约束特征的语义描述机制,因而难以形成比较完整的实实时构件反射式语义模型::= (实时构件的语义模型,实时构件语义信息,作为其配置文件在构件实际合成之前进行时构件语义模型的元数据,实时构件反射语义);语义分析,避免不必要的合成失败。实时构件的语义模型:: = (实时构件的外部接口连接规2)如何根据构件库中实时构件的语义配置信息,事先分约 ,实时构件的内部行为语义规约)。析与判断待合成的实时构件间是否具有语义上的适配性,即关于RCRSM模型的详细介绍，可参考文[3]。语义上不适配的构件在实际工程中不可能合成，因而没有必3实时构件合 成的适配性验证要从构件库中提取。3)由于实时构件自身的变化或演化,需要判别其在语义实时构件合成的适配性验证,是在实时构件反射式语义上能否保持原有的适配性不变。模型RCRSM的基础上,应用形式化方法,分析待合成的软构4)工程中,构件合成之后所形成的大粒度实时构件所具件间是否满足可适配性的问题。同时,此验证方法构成了软有的语义配置信息该如何规约推导,且其时间约束特征如何件合成的分析理论,服务于今后的构件演化[4]。获取与验证。化二语义模型RCRSM,软构针对这些问题我们从实时构件的反射式语义模型[5]、实件间中国煤化工部接口间的一-致性问题。时构件合成的适配性验证和合成构件的语义规约机制三个方这是YHC N M H G来与外界进行通信和交互面进行实时构件合成的语义研究,规约实时构件合成的分析的， 即一切构件服务提供功能或构件服务请求行为都是通过* )本文得到国防预研基金项目(10104010201)资助。黄靖博士研究生,主要 研究方向为软件工程、分布式计算技术;卢炎生教授、博士生导师,主要研究方向为软件工程、分布式计算技术、特种数据库等;徐丽萍副教授， 主要研究方向为软件工程分布式计算技术等。●10软构件自身的外部接口来呈现的,因而对待合成的软构件间即进程STEP1 = parameter- counter, 其字母表aSTEP1是否满足可适配性的验证,也就是对软构件间外部接口-致={ parameter - counter };性的分析。step2. 对实时构件B的语义规约执行参数导入队列事件又由实时构件反射式语义模型RCRSM可知,构件的外parameter- counter,计算其外部连接接口中构件服务请求方部接口是以构件方法描述体为基本语义规约单位的，而实时法methodg_。的输人参数个数Num. In ParameterB_ 。'和构件的方法描述体rtM包含方法的签名signature(rtM)、方输出参数个数Num Out Parametr. n' ,并得到输人参数队法的断言predicate(rtM)、方法的实时约束特征feature( rtM)列Que - In Parameterg_ n'和输出参数队列Que Out Pa-等3个逻辑组成单元。那么,我们对软构件间外部接口一致性的分析将以验证构件方法描述体的适配性为基础,并依次即进程STEP2 = parameter- counter, 其字母表aSTEP2从其3个逻辑组成单元展开。parameter- counter };为方便论述,我们先做如下假设。设有待合成的两个实step3. if (Num In ParameterA_ .ou' = Num In - Parame-时构件,分别为构件A和构件B。在各自依据RCRSM模型terB_ m')and (Num Out ParameterA On' = Num _Out Pa-的规约描述中,构件A的服务提供端口AL Out 的第i个方法rametenB_ n')表示为methodA ou'(其中i为自然数) ,构件B的服务请求端then continue step4;口B.In的第j个方法表示为methodg. 。'(其中j为自然.else SKIP.数)。那么构件A与构件B能否通过构件A的服务提供端口即进程STEP3=step3事件,其字母表aSTEP3= { step3中的第i个方法methoda au' 和构件B的服务请求端口中的事件);第j个方法methode_ n'进行合成，在接下来的几个小节中将step4.设自然数k=0; .分别讨论其验证过程,并介绍构件合成的有关定理及推论。while k的维数,并依次将实时特征名称name和实时特征供方法method, _an' 的执行前提pre .condition ou';并执行断言requirement导人各自的队列结构。断言结果事件predicate. post condition, 获取其外部连接接定义9实时特征 名称字母表aNAME,表示所有实时特口中构件服务提供方法methodh On' 的执行结果post- .con-征名称name的集合。ditiona .on'.以实时构件A与实时构件B的合成为例，下面给出FA即进程STEP1 = predicate pre condition I predicatepost_ condition,其字 母表aSTEP1= { predicate- pre- condi-stepl.对实时构件A的语义规约执行实时特征描述导入tion, predicate- post .condition };队列事件rtfeature .counter, 计算其外部连接接口中构件服step2.对实时构件B的语义规约执行断言前提事件务提供方法method_ ou' 实时特征描述体二元组);Sb' = Sa~Sb' ,那么有Componentwitim^→OrmAou十实时约束特征适配性的实时构件A和B,能够通过进程6nmsBoi→ComponentwmimB→v ;同理, 3Sb°∈SB,其中SB为OnpMoui、OraM时实现语义规约上的连接及互操作。即证。实时构件B语义规约进程中所有迹的集合,使得6sor=推论2满足外部接口语义规约可连接性的两两实时构[SB],且3Sc∈SC,其中sC为实时构件C语义规约进程中件,可实现构件合成。所有迹的集合,使得OaedCo = Sco ,因为6rMburw =6ucCon ,所以证明:由定理1及推论1可知,实时构件间的外部接口语迹Sb2能与迹Se连接,即(Sb-^(J>);Sc= Sb-^Sc,那么有义规约具有可连接性,则在构件语义规约层实时构件能通过Componentelim*- →OreyBou→GrMCMh - +Componentatimc→V.其外部接口中的某些端口,与其它软构件系统所构成的外界那么,实时构件A和B.B和C能够通过各自的进程GouM^a环境实现互连互通、交互协作。先设有三个实时构件A、B、和6rm ,Grmbu和OmMCo实现语义规约上的连接及互操作。C,实时构件A与实时构件B满足外部接口语义规约可连接当Sb'= Sbr时，有(Sa^<~ >);(Sb' ~<>);Sc= (Sa^性,实时构件B与实时构件C满足外部接口语义规约可连接);( Sb-<~ ));Sc- Sa^ Sb'"Sc,即进程通讯满足Compo-性,即实时构件A存在服务提供端口A Out,其第i个方法nentelima^- + onmMou→6rrBav→ComponenteirimeB - + 6.xvBou→methods oi'(i 为自然数)与实时构件B服务请求端口B In中的第j个方法methoda. r'(j 为自然数)满足构件方法签由此,实时构件A的行为进程能与实时构件C的行为进名、断言和实时约束特征的适配性;实时构件B存在服务提程,经由实时构件B相互通信与协作,形成一个较大规模的供端口B _Out,其第w个方法methode on"(w 为自然数)与行为进程组合成了一个新的合成软构件系统,从而实现了构实时构件C服务请求端口C In中的第h个方法methode_ n^件的合成。即证。(h为自然数)满足构件方法签名、断言和实时约束特征的适定理2在合成软构件系统中,将其中一个实时构件剥配性;根据RCRSM模型的规约方法，另设实时构件A服务离,并更换.上一个新的实时构件后,系统能仍能维系原有的功请求端口规约进程描述为P.^= (6ruAth DGaoMAke口.能特征 和时间属性,则称该实时构件具有可替换性,同时该实OonAin ),服务提供端口规约进程描述为Pou^= (.rerom时构件与新的实时构件能相互替换。口0...um),内部行为语义规约进程描述为证明:设实时构件A通过其服务提供端口或服务请求端P.m^= (6.mM^M ;6M2 ;.. ;6roMAm ),其中k,n,m为自然数,则实口method I ,method.2* ,. methoda'(i为自然数)与余留软时构件A的语义规约进程描述为Comonentminm^=P.^;构件系统环境Env相互连接及互操作,其端口对应的通信和PamA ;Pom^ ;同理设实时构件B服务请求端口规约进程描述操作进程为OrMN ,G6mM^2 ,..‘,那么根据推论1、推论2,为P.B = (anmMEl D6uxnH 0-.Dam),服务提供端口规约如果3实时构件B,其服务提供端口或服务请求端口进程描述为P.nB= (abB D6oxtBon2...w),内部行method:' ,method,? ,.. ,methods'(i为自然数)对应的通信和为语义规约进程描述为PomB = (6oM8l ;6sMm ;.5),其操作进程为GreMB ,6ouP ,..、6rau"*，使得6rouAM = GrmMBI ,6rxvA2中l,q,r为自然数,则实时构件B的语义规约进程描述为=6rn ,... = 6rxM“* ,则实时构件B与实时构件A能相Component bian B=PB;PB;Pu*;同理设实时构件C服务互替换，且仍能维系原有合成软构件系统的功能特征和时间请求端口规约进程描述为P.c = (GreurCn D6mMCn口..属性。即证.口orxcx),服务提供端口规约进程描述为Pouc= (6murCoum推论3满足构件可替换性的构件,可以实现构件的演Do...orxCoru),内部行为语义规约进程描述为化进程。Pom°= (6um° ;6rmMC ;.*),其中t,u.g为自然数,则实证明:设实时构件A可被实时构件B替换更新,并由时构件C的语义规约进程描述为ComponentealimnC- Puc;RCRSM模型的规约方法,设实时构件A服务请求端口规约P.m°;Puc.进程描述为P.^ = (ormrl DormMAin2 0..omMAt ),服务提供这样端口方法methodA_ on' 的语义规约描述体所对应的端口规约进程描述为Pou^ = (6roMAoml D6r-Morue 口.进程体为omMom ,端方法methode_ n'的语义规约描述体D6rM Ao),内部行为语义规约进程描述为Pom^= (6m^';所对应的进程体为6noruv ,端口方法methods_ on" 的语义规6ouMA ;.*.*),其中k,n,m为自然数,实时构件A的语义约描述体所对应的进程体为6xMBbor ,端口方法methodc_ n"规约进程描述为Componentnale^ =P.^ ;Pm ;Pon^ ;设实时的语义规约描述体所对应的进程体为Gurcm.由于实时构件构件 B服务请求端口规约进程描述为Pa=(weO_6..mA和B.B和C满足外部接口语义规约可连接性，即端口方法...x),服务提供端口规约进程描述为Pu=methodA .Cn' 与端口方法methodB.。' 具有语义规约层的可(GrM Boul口6ru Ron2...6.M Ro),内部行为语义规约进程描连接性,则GuMoo =rr ;端口方法methods_ on"与端口方述为 PamB = (6rmBl ;0rm ;-0*),其中l,q,r为自然数，法methodc_m“具有语义规约层的可连接性,则OmBou=实时构件B的语义规约进程描述为Componentr wumnB=PmB;GncC*.又由于实时构件A的语义规约进程描述为Compo- P."P.m*. 根据定理2,由于实时构件A可被实时构件Bnentwim^= Pn^;Pm^ ;Pou^ ,实时构件B的语义规约进程描替换更新,有述为Componentlm"=P.B ;Pam ";PouB ,实时构件C的语义| 中国煤化工咖,... =mlhn,k规约进程描述为Componenteumc=PmC;PmC;PoC,则CHCNMH(.....o...3Sa∈SA,其中SA为实时构件A语义规约进程中所有迹的集合使得GouMo =[Sa]o,且3Sb'∈SB,其中SB为实GrMBoun,n=q、即Pou^=Pon";时构件B语义规约进程中所有迹的集合,使得6Mmwi= Sb, .③(6rmMmAI ,6rM^2 ,.. ,6rmMAm )∩(6mMB1 ,6mM2 ,. ,0rmM^")=因为oni=6axr制,所以迹Sa能与迹Sb'连接，即(Sa~ (GrmM^ ,Gor. ,..");即Pn^∩Pm=Pom^;俩方数据且替换后的系统能仍能维系原有的功能特征和时间属性,则实时构件B的内部行为语义蕴含实时构件A的内部行(6rsmA1 ,6rsMA2 ,.. ,6rxMm),其中k,n,m为自然数,则实时构件为语义,实时构件B是实时构件A的演化构件。即证。A的语义规约进程描述为Componentelime^= P^;Pom^;在推论3的证明中,实时构件B体现了实时构件A的自Pou^;又设实时子构件B服务请求端口规约进程描述为P.B身演化，即构件外部连接接口不变,内部行为发生改变,升级=(6u En ,6rMHm ,.. ,6rMHN ),服务提供端口规约进程描述为为新的更有竞争力的版本,其演化进程可语义规约描述为:Pou B=(6rarBoxl ,6r.NBon ,.. ,6xbm) ,内部行为语义规约进程Pam^- +Pom。描述为PB= (6rxMB1 ,6x* ,...),其中l,q,r为自然4实时合 成构件的语义规约机制数,则实时构件B的语义规约进程描述为ComponentelinB=P.m";Pn";Pou";并设实时合成构件符号表示为A+ B,其合实时合成构件是由若干反射式实时构件经过合成组装而成如图1所示。成的大粒度构件,且该构件仍是反射式实时构件,即其语义规约描述机制依然遵循实时构件的反射式语义模型RCRSM，支持实时合成构件的行为反射及演化进程。由此可见,反射式实时构件是一种迭代构件,可以最终组建实时软件系统。A本节则重点研究实时合成构件的语义规约描述方法,使其结合前面几节中的知识,形成较为规整的软件合成语义规约分图1实时构件A与B的合成示意图析理论,供实际工程应用借鉴。依据实时构件的反射式语义模型::= (实时构件的语义那么有实时子构件A服务请求端口语义规约中方法描模型,实时构件语义模型的元数据,实时构件反射语义) ,我述体rtM对应的原子进程集合为S^= {GrauAtn ,6srAh ,.们对实时合成构件的语义规约表达同样是以该构件中带时间Orastink },服务提供端口语义规约中方法描述体rtM对应的原约束特征的方法描述体rtM为基本规约单位,并在构件子进程集合为Sout^ = (ormMAou ,6ruMon2 ,. ,omAo },内部行CSPI5]行为语义上对应于一个个的原子进程6rur，同时这些原为语义规约中方法描述体rtM对应的原子进程集合为Sam^子进程也就成为了实时合成构件反射与和演化操作的元数据= (oroMAl ,oroM^ ,..o..);实时子构件B服务请求端口语(metadata) ,并且实时合成构件的语义规约同样是由该构件义规约中方法描述体rtM对应的原子进程集合为SB=的外部接口连接规约和内部行为语义规约所组成。然而作为