Основные выводы и результаты

· Операционная семантика, сводится к описанию смысла программы посредством выполнения ее операторов на реальной или виртуальной машине.

· Операционная семантика является эффективной до тех пор, пока описание языка остается простым и неформальным. Она зависит от алгоритмов, а не от математики.

· В аксиоматической семантике для каждой синтаксической конструкции языка определен набор аксиом, который используют для вывода результатов выполнения этой конструкции. Чтобы понять смысл всей программы эти аксиомы используются так же, как при доказательстве обычных математических теорем.

· Аксиоматическое определение семантики оператора дается в виде правила, описывающего, как для любого заданного постусловия R можно вывести соответствующее слабейшее предусловие wp(S, R).

· Если для каждого оператора языка по заданным постусловиям можно вычислить слабейшее предусловие, то для программ на данном языке может быть построено корректное доказательство.

· Основная теорема инвариантности для цикла:

(P AND wp(DO, T)) => wp(DO, P AND NOT BB).

· Аксиоматическая семантика является мощным инструментом для исследований в области доказательств правильности и анализа программ. Однако ее полезность при описании содержания языков программирования весьма ограничена. Трудно построить «множество основных аксиом, достаточно ограниченное для того, чтобы избежать противоречий, но достаточно богатое для того, чтобы служить отправной точкой для доказательства высказываний о программах» (Э. Дейкстра).

· Денотационная семантика, опирающаяся на теорию рекурсивных функций, основной концепцией имеет определение для каждой сущности языка некоего математического объекта и некоей функции, отображающей экземпляры этой сущности в экземпляры этого математического объекта. Поскольку объекты определены строго, то они представляют собой точный смысл соответствующих сущностей.

· Денотационную семантику программы можно определить в терминах изменений состояний идеального компьютера. Изменения состояний в денотационной семантике определяются строгими математическими функциями, а не запрограммированными алгоритмами, как в операционной семантике.

· Денотационные описания достаточно сложны, но они дают великолепный метод краткого описания языка.

· Декларативная семантика применяется в языках логического программирования, в которых программы состоят из объявлений, а не из операторов. Эти объявления являются высказываниями (операторами в символьной логике).

· Декларативная семантика значительно проще, чем семантика императивных языков. Она не требует для проверки отдельного оператора рассмотрения его контекста, локальных объявлений или последовательности выполнения программы.

· Существуют подкрепленные соответствующими стандартами как универсальные, так и специализированные языки формальных спецификаций, используемые как средство проектирования и анализа программного обеспечения, а также генерации тестов.

· Верификация программ позволяет при помощи строгих средств устанавливать их правильность. При этом используются свойства программы, а не свойства ее отдельных процессов, как при тестировании.

· Процесс доказательства на основе метода индуктивных высказываний Флойда и Наура настолько формализуем, что может выполняться на вычислительной машине.

· Метод верификации Хоара и Дейкстры основан на формальном выводе программ из математической постановки задачи на основе исчисления предикатов первого порядка.

· Правила верификации Хоара определяют достаточные предусловия, гарантирующие, что исполнение соответствующего оператора при успешном завершении приведет к желаемым постусловиям.

ТЕОРЕТИЧЕСКИЕ МОДЕЛИ ВЫЧИСЛИТЕЛЬНЫХ ПРОЦЕССОВ

Взаимодействующие последовательные процессы

Как уже отмечалось во введении, наиболее очевидной сферой применения результатов и рекомендаций теоретического программирования и вычислительной математики, служит спецификация, разработка и реализация вычислительных систем, которые непрерывно действуют и взаимодействуют со своим окружением. На основе модели взаимодействующих последовательных процессов (ВПП), которая выбрана за основу изложения данного раздела, эти системы можно разложить на параллельно работающие подсистемы, взаимодействующие как друг с другом, так и со своим общим окружением.

Такой подход обладает целым рядом преимуществ. Во-первых, он позволяет избежать многих традиционных для параллельного программирования проблем, таких, как взаимное влияние и взаимное исключение, прерывания, семафоры, многопоточная обработка и т. д.

Во-вторых, он включает в себя в виде частных случаев модели структурного программирования: мониторы, классы, модули, пакеты, критические участки, конверты, формы и даже подпрограммы.

В-третьих, он является надежной основой для избежания таких ошибок, как расходимость, тупики, зацикливание.

Определения

Неформально, процесс можно представить себе как группу ячеек памяти, содержимое которых меняется по определенным правилам. В ЭВМ эти правила описываются программой, которую интерпретирует процессор. Синоним термина «Процесс», – «задача», «программа».

«Задача – основная единица, подчиняющаяся управляющей программе в мультипрограммном режиме»; «Процесс – это программа, выполняемая псевдопроцессором»; «Процесс – это то, что происходит при выполнении программы на ЭВМ».

Хорнинг и Ренделл (1973) построили формальное определение понятие процесса. Основные термины модели:

§набор переменных состояния;

§состояние;

§пространство состояний;

§действия;

§работа;

§функция действия;

§процесс;

§начальное состояние.

В модели ВПП понятие процесс используется для обозначения поведения объекта. Для формального описания поведения объекта в ВПП необходимо сначала выделить в таком поведении наиболее важные события или действия, и выбрать для каждого из них подходящее название, или имя.

В случае простого автомата, торгующего шоколадками, существуют два вида событий:

мон - опускание монеты в щель автомата,

шок - появление шоколадки из выдающего устройства.

Заметим, что имя каждого события обозначает целый класс событий; отдельные вхождения события внутри одного класса разделены во времени. Множество имен событий, выбранных для конкретного описания объекта, называется его алфавитом.

Считается, что конкретное событие в жизни объекта происходит мгновенно, т. е. является элементарным действием, не имеющим протяженности во времени. Протяженное, т. е. требующее времени, действие следует рассматривать как пару событий, первое из которых отмечает начало действия, а второе — его завершение. Два протяженных действия перекрываются по времени, если начало каждого из них предшествует завершению другого. Когда совместность событий существенна (например, при синхронизации), такие события сводятся в одно событие, или же совместные события происходят в любом относительно друг друга порядке.

Введем следующие соглашения:

1.Имена событий будем обозначать словами, составленными из строчных букв, например, шок, а также буквами а, b, с...

2. Имена процессов будем обозначать словами, составленными из прописных букв, например, ТАП — простой торговый автомат, а буквамиР, Q, R будем обозначать произвольные процессы.

3.Буквы х, у, z используются для переменных, обозначающих события.

4.Буквы А, В, С используются для обозначения множества событий.

5.Буквы X, У используются для переменных, обозначающих процессы.

6.Алфавит процесса Р обозначается aР, например, aТАП = {мон, шок}.

7.Процесс с алфавитом V, такой, что в нем не происходит ни одно событие из V, назовем СТОП_V этот процесс описывает поведение сломанного объекта. Определим систему обозначений для описания поведения объектов.

Префиксы

Пусть х — событие, а Р — процесс. Тогда (х Р) (читается как «Р за х») описывает объект, который вначале участвует в событии х, а затем ведет себя в точности как Р, где

a(х Р) = aР, x aР.

Пример 3.1. Простой торговый автомат, который благополучно обслуживает двух покупателей и затем ломается:

(мон (шок (мон (шок СТОП_aТАП)))).

В дальнейшем скобки будут опускаться в случае линейной последовательности событий. Условимся, что операция → ассоциативна справа.

Рекурсия

Префиксную запись можно использовать для полного описания поведения процесса, который рано или поздно останавливается. Было бы желательно, чтобы этот способ был компактным и не требовал знать заранее срок жизни объекта.

Рассмотрим простой долговечный объект — часы, функционирование которых состоит в том, чтобы тикать.

aЧАСЫ = {тик}.

Теперь рассмотрим объект, который вначале издает единственный «тик», а затем ведет себя в точности как ЧАСЫ

(тик ЧАСЫ).

Поведение этого объекта неотличимо от поведения исходных часов. Следовательно, один и тот же процесс описывает поведение обоих объектов. Эти рассуждения позволяют сформулировать равенство

ЧАСЫ = (тик ЧАСЫ).

Это уравнение можно развертывать простой заменой в правой части уравнения члена ЧАСЫ на равное ему выражение (тик ЧАСЫ) столько раз, сколько нужно, при этом возможность для дальнейшего развертывания сохраняется. Мы эффективно описали потенциально бесконечное поведение объекта ЧАСЫ, как

тик тик тик …

Рекурсивный метод определения процесса, будет правильно работать, только если в правой части уравнения рекурсивному вхождению имени процесса предшествует хотя бы одно событие. Например, рекурсивное «определение»Х = Х не определяет ничего, так как решением этого уравнения может служить все что угодно. Описание процесса, начинающееся с префикса, называется предваренным.

Утверждение 3.1.Если F(Х) — предваренное выражение, содержащее имя процесса X, а V — алфавит X, то уравнение Х = F(Х) имеет единственное решение в алфавите V.

Иногда обозначают это решение выражением

mХ: V.F(Х).

Пример 3.2.Простой торговый автомат, полностью удовлетворяющий спрос на шоколадки:

ТАП = (мон (шок ТАП)).

Решение этого уравнения может быть записано в виде:

ТАП = mХ: {мон, шок}.(мон (шок X)).

Утверждение о том, что предваренное уравнение имеет решение, и это решение единственное, можно неформально доказать методом подстановки. Всякий раз, когда в правую часть уравнения производится подстановка на место каждого вхождения имени процесса, выражение, определяющее поведение процесса, становится длиннее, а значит, описывает больший начальный отрезок этого поведения. Таким путем можно определить любой конечный отрезок поведения процесса. А так как два объекта, ведущие себя одинаково вплоть до любого момента времени, ведут себя одинаково всегда, то они представляют собой один и тот же процесс.

Выбор

Используя префиксы и рекурсию, можно описывать объекты, обладающие только одной возможной линией поведения. Однако поведение многих объектов зависит от окружающей их обстановки. Например, торговый автомат может иметь различные щели для 1- и 2-пенсовых монет; выбор одного из двух событий в этом случае предоставлен покупателю.

Если х и y - различные события, то (х P | у Q) описывает объект, который сначала участвует в одном из событий x, у, где a(х P | у Q) = aP,x, y aР и aР = aQ. Последующее же поведение объекта описывается процессом Р, если первым произошло событие х, или Q, если первым произошло событие y.

Пример 3.3. Процесс копирования состоит из следующих событий:

вв.0 — считывание нуля из входного канала,

вв.1 — считывание единицы из входного канала,

выв.0 — запись нуля в выходной канал,

выв.1 — запись единицы в выходной канал.

Поведение процесса состоит из повторяющихся пар событий. На каждом такте он считывает, а затем записывает один бит.

КОПИБИТ=mХ: (вв.0 выв.0 X | вв.1 выв.1 X).

Определение выбора легко обобщить на случай более чем двух альтернатив. В общем случае если В - некоторое множество событий, а Р(х) - выражение, определяющее процесс для всех различных х из В, то запись (х: В Р(х)) определяет процесс, который сначала предлагает на выбор любое событие у из В, а затем ведет себя как Р(у).

Взаимная рекурсия

Рекурсия позволяет определить единственный процесс как решение некоторого единственного уравнения. Эта техника легко обобщается на случай решения систем уравнений с более чем одним неизвестным. Для достижения желаемого результата необходимо, чтобы правые части всех уравнений были предваренными, а каждый неизвестный процесс входил ровно один раз в правую часть одного из уравнений.

Пример 3.4.Автомат с газированной водой имеет рукоятку с двумя возможными положениями — ЛИМОН и АПЕЛЬСИН. Действия по установке рукоятки в соответствующее положение назовем устлимон и устапельсин, а действия автомата по наливанию напитка — лимон иапельсин. Вначале рукоятка занимает некоторое нейтральное положение, к которому затем уже не возвращается. Ниже приводятся уравнения, определяющие алфавит и поведение трех процессов:

aАГАЗ = aG = aW = {устлимон, устапельсин, мон, лимон, апельсин}.

АГАЗ = (устлимон G | устапельсин W),

G = (мон лимон G | устапельсин W),

W = (мон апельсин W | устлимон G).

Законы

Тождественность процессов с одинаковыми алфавитами можно устанавливать с помощью алгебраических законов, похожих на законы арифметики.

Первый закон касается оператора выбора. Он гласит, что два процесса, определенные с помощью оператора выбора, различны, если на первом шаге они предлагают различные альтернативы или после одинакового первого шага ведут себя по-разному. Если же множества начального выбора оказываются равными и для каждой начальной альтернативы дальнейшее поведение процессов совпадает, то, очевидно, что процессы тождественны.

L1.(х: А Р(х)) = (у: В Q(у)) º (А = В AND"х А.Р(х) = Q(х))

Этот закон имеет ряд следствий:

L1A.СТОП (a P).

Доказательство.

ЛЧасть = (х: {} P) (х: {a} Р) = ПРЧасть, так как {} {a}.

L1B.(с Р) ≠ ( d Q), если с ≠ d.

Доказательство. Так как, {с} ≠ {d}.

L1C.(с Р | d Q) = (d Q | с Р).

L1D.(с Р) = (с Q) º Р = Q.

Доказательство.Так как, {с} = {с}.

С помощью этих законов можно доказывать простые теоремы.

Пример 3.5. (мон шок мон шок СТОП) (мон СТОП).

Доказательство. Следует из L1B и L1A.

Для доказательства более общих теорем о рекурсивно определенных процессах необходимо ввести закон, гласящий, что всякое должным образом предваренное рекурсивное уравнение имеет единственное решение.

L2.Если F(X) - предваренное выражение, то:

(Y = F(Y)) º (Y = mX.F(X)).

Как прямое следствие получаем, что mX.F(X) является решением соответствующего уравнения.

L2A.mX.F(X) = F(mX.F(X)).

Пример 3.6. Пусть ТА1 = (мон ТА2), а ТА2 = (шок ТА1). Требуется доказать, что ТА1 = ТАП.

Доказательство. ТА1 = (мон ТА2) =по определению ТА1

= (мон (шок ТА1)) по определению ТА2

Таким образом, ТА1 является решением того же рекурсивного уравнения, что и ТАП. Так как это уравнение предварённое, оно имеет единственное решение. Значит, ТА1 = ТАП.

Реализация процессов

Любой процесс Р, записанный с помощью введенных обозначений, можно представить в виде (х: В F(х)), где F — функция, ставящая в соответствие множеству символов множество процессов. Множество В может быть пустым (в случае P = СТОП), может содержать только одинэлемент (в случае префикса) или — более одного элемента (в случае выбора).

Таким образом, каждый процесс можно рассматривать как функцию F с областью определения В (множество начальных событий), и областью значения {F(й) | x B}.

Такой подход позволяет представить любой процесс как функцию в некотором подходящем функциональном языке программирования, например в ЛИСПе. Каждое событие из алфавита процесса представлено атомом ("мон"). При этом если символ не может быть начальным событием процесса, то результатом функции будет специальный символ "BLEEP". Например, для процесса (х: {} СТОП(х)) значением функции будет"BLEEP", что обозначим

СТОП = lx. "BLEEP".

Если же аргумент является событием, возможным для процесса, результатом функции будет другая функция, определяющая последующее поведение процесса.

Пример 3.7.Функция, реализующая процесс (c Р) может иметь вид:

префикс(c, Р) = lх. if x = с thenРelse "BLEEP".

Пример 3.8.Функция, реализующая двуместный выбор (c Р | d Q) может иметь вид:

выбор(c, d, Р, Q) = lх. if x = с then Р else if x = d then Q else "BLEEP".

Оказывается возможным прямое кодирование рекурсивных уравнений:

Пример 3.9. ТАП = префикс("мон", префикс("шок", ТАП)).

Протоколы

Протоколом поведения процесса называется конечная последовательность символов, фиксирующая события, в которых процесс участвовал до некоторого момента времени. Можно представить себе наблюдателя с блокнотом, который следит за процессом и записывает имя каждого происходящего события.

Будем обозначать протокол последовательностью символов, разделенной запятыми и заключенной в угловые скобки, например, протокол <х, у> состоит из двух событий — х и следующего за ним у, <x> - cостоит из одного события х, а протокол<> - пустой протокол.

Пример 3.10. Протокол простого торгового автомата ТАП в момент завершения обслуживания первых двух покупателей: <мон, шок, мон,шок>.

Протокол того же автомата перед тем, как второй покупатель вынул свою шоколадку: <мон, шок, мон>.

Операции над протоколами

Протоколам принадлежит основная роль в фиксировании, описании и понимании поведения процессов. В этом разделе мы исследуем некоторые общие свойства протоколов и операций над ними. Введем следующие обозначения:

s, t, u - протоколы,

S, Т, U - множества протоколов,

f, g, h – функции.

Конкатенация

Наиболее важной операцией над протоколами является конкатенация s^t, которая строит новый протокол из пары протоколов s и t, просто соединяя их в указанном порядке. Например,

<мон, шок>^<мон> = <мон, шок, мон>.

Самые важные свойства конкатенации — это ее ассоциативность и то, что пустой протокол <> служит для нее единицей:

L1.s^<> = <>^s.

L2.s^(t^u) = (s^t)^u.

Пусть f — функция, отображающая протоколы в протоколы. Она называется строгой, если отображает пустой протокол в пустой протокол:f(<>) = <>.

Будем говорить, что функция f дистрибутивна, если f(s^t) = f(s)^f(t).

Все дистрибутивные функции являются строгими.

Если n — натуральное число, то tⁿ будет обозначать конкатенацию n копий протокола t. Отсюда следует:

L3.tⁿ⁺¹= t^tⁿ.

L4.(s^t)ⁿ⁺¹ = s^(t^s)ⁿ^t.

Сужение

Выражение (tА) обозначает протокол t, суженный на множество символов А; он строится из t отбрасыванием всех символов, не принадлежащих А.

Сужение дистрибутивно и поэтому строго.

L1.<>A = <>.

L2.(s^t)A = (sA)^(tA).

Эффект сужения на одноэлементных последовательностях очевиден:

LЗ.<х>А =<х>, если х А.

L4.<y>А =<>,если y А.

Приведенные ниже законы раскрывают взаимосвязь суженияи операций над множествами.

L5.s{} = <>.

L6.(sA)B = s(A B).

Голова и хвост

Если s — непустая последовательность, обозначим ее первый элемент s₀, а результат, полученный после его удаления — s’. Например, <x, y, х>₀ = x,<х, у, х>’ = y. Обе эти операции не определены для пустой последовательности.

L1.(<x>^s)₀ = х.

L2.(<x>^s)’ = s.

L3.s = (<s₀>^s’), если s <>.

Следующий закон предоставляет удобный метод доказательства равенства или неравенства двух протоколов:

L4.s = t º (s = t = <> OR (s₀= t₀ AND s’ = t’)).

Звёздочка

Множество А* — это набор всех конечных протоколов (включая <>), составленных из элементов множества А. После сужения на А такие протоколы остаются неизменными, Отсюда следует простое определение:

А* = {s | (sA) = s}.

Приведенные ниже законы являются следствиями этого определения:

L1.<> А*.

L2.<x> А* ºx А.

L3.(s^t) А* ºs А* AND t А*.

Они обладают достаточной мощностью, чтобы определить, принадлежит ли протокол множеству А*. Например, если х А, а y А, то

<x, y> А*º(<x>^<y>) А*

º(<x> А*) AND(<y> А*) по L3

º TANDF = Fпо L2.

Порядок

Если s — копия начального отрезка t, то можно найти такое продолжение и последовательности s, что s^и = t. Определим отношение порядка

s t = ($u.s^и = t)

и будем говорить, что s является префиксом t. Например:<х, у> <х, у, z>. Отношение является частичным упорядочением и имеет своим наименьшим элементом <>. Об этом говорят законы

L1.<> s наименьший элемент.

L2.s s рефлексивность.

L3.s t AND t s t = sантисимметричность.

L4.s t AND t u s uтранзитивность.

Следующий закон вместе сL1 позволяет определить, является ли справедливым отношение s t:

L5.(<x>^s) t ºt <> AND x= t₀ AND s t’.

Будем говорить, что функция f из множества протоколов во множество протоколов монотонна, если она сохраняет отношение порядка , т. е. f(s) f(t) всякий раз, когда s t.

Длина

Длину протокола t будем обозначать #t. Например, #<х, у, z> = 3.

Следующие законы определяют операцию #:

L1.#<> = 0.

L2.#<x> = 1.

L3.#(s ^t) = #s + #t.

Число вхождений символа х в протокол s определяется как:

s ¯ х = #(s{х}).

Протоколы процесса

Понятие протокола введено, как последовательная запись поведения процесса вплоть до некоторого момента времени. До начала процесса неизвестно, какой именно из возможных протоколов будет реализован: его выбор зависит от внешних по отношению к процессу факторов. Однако полный набор всех возможных протоколов процесса Р может быть известен заранее. Введем функцию протоколы(Р) для обозначения этого множества.

Пример 3.11. Единственным протоколом процесса СТОП является <>:

протоколы(СТОП) = {<>}.

Пример 3.12. протоколы(ЧАСЫ) = {<>, <тик>, <тик, тик>,…} = {тик}^*. Здесь множество протоколов бесконечно.

Законы

В этом разделе покажем, как вычислить множество протоколов процесса, определенного с помощью уже введенных обозначений.

L1.протоколы(СТОП) = {t | t = <>} = {<>}.

Протокол процесса (с Р) может быть пустым, поскольку <> является протоколом поведения любого процесса до момента наступления его первого события.

L2. протоколы(с Р) = {t | t = <> OR (t₀ = c AND t' протоколы(Р))}

= {<> {<c>^t | t протоколы(Р)}.

Эти два закона можно объединить в один общий закон, которому подчиняется конструкция выбора:

L3.протоколы(x: B Р(x)) =

= {t | t = <> OR (t₀ В AND t' протоколы(Р(t₀)))}.

Несколько сложнее найти множество протоколов рекурсивно определенного процесса, который является решением уравнения Х = F(Х).

L4.протоколы(mХ: А.F(Х)) = _n³0 протоколы(Fⁿ(СТОП_A)).

Пример 3.13. протоколы(ТАП) = _n³0 {s | s <мон, шок>ⁿ}.

Доказательство.

1) Согласно предположению индукции

протоколы(Fⁿ(ТAП)) = {t | t <мон, шок>ⁿ},

где F(X) = (мон шок X).

2) протоколы(F⁰(СТОП)) = {<>} = {s | s <мон, шок>⁰}, для n = 0 предположение выполняется.

3) Покажем, что предположение также справедливо для n+1:

протоколы(Fⁿ⁺¹(СТОП)) = протоколы(мон шок Fⁿ(СТОП)) =

= {<>, <мон>} {<мон, шок>^t | t протоколы(Fⁿ(СТОП))} =

= {<>, {<мон>} {<мон, шок>^t | t <мон, шок>ⁿ} =

= {s | s = <> OR s = <мон> OR $t.s = <мон, шок>^t AND t <мон, шок>ⁿ}

= {s | s <мон, шок>ⁿ⁺¹}.

Справедливо, что <> является протоколом любого процесса до момента наступления его первого события. Кроме того, если (s^t) – протокол процесса до некоторого момента, то s должен быть протоколом того же процесса до некоторого более раннего момента времени. Наконец, каждое происходящее событие должно содержаться в алфавите процесса. Три этих факта находят свое формальное выражение в следующих законах:

L5.<> протоколы(P).

L6.s^t протоколы(P) s протоколы(P).

L7.протоколы(P) {aP}^*.

После

Если s протоколы(P), то P/s (P после s) – это процесс, ведущий себя так, как ведет себя Р с момента завершения всех действий, записанных в протоколе s. Если s не является протоколом P, то P/s не определено.

Пример 3.14.(ТАП / <мон>) = (шок → ТАП).

Спецификации

Спецификация изделия – это описание его предполагаемого поведения. Это описание представляет собой предикат, содержащий свободные переменные, каждая из которых соответствует некоторому обозримому аспекту поведения изделия.

Например, спецификация электронного усилителя с входным диапазоном в один вольт и с усилением входного напряжения приблизительно в 10 раз задается предикатом

УСИЛ10 = (0 v 1 |v' - 10 v | 1).

В этой спецификации v обозначает входное, а v'- выходное напряжения.

В случае процесса наиболее естественно в качестве результата наблюдения за его поведением рассматривать протокол событий, произошедших вплоть до данного момента времени. Для обозначения произвольного протокола процесса будем использовать специальную переменную пр.

Пример 3.15. Владелец торгового автомата не желает терпеть убытков. Поэтому он оговаривает, что число выданных шоколадок не должно превышать числа опущенных монет:

НЕУБЫТ = (#(пр{шок}) #(пр{мон})) = пр ¯ шок пр ¯ мон.

Пользователь автомата хочет быть уверенным в том, что машина не будет поглощать монеты, пока не выдаст уже оплаченный шоколад:

ЧЕСТН = (пр ¯ мон (пр ¯ шок + 1)).

Изготовитель торгового автомата должен учесть требования, как владельца, так и клиента:

ТАПВЗАИМ = ТАПНЕУБЫТ AND ЧЕСТН = (0 (пр ¯ мон–пр ¯ шок) 1).

Не нашли, что искали? Воспользуйтесь поиском по сайту: