Pi hesabında yayınları nasıl modelleyebilirsiniz?

Pi-hesabında güvenilir yayınları modelleyebilir misiniz?

Öyleyse nasıl?

Değilse: Yapabileceğiniz benzer işlem cebirleri var mı?

Ne denedim:

Gönderen Eğer bir mesaj göndermek isteyen herkese için , yazabilirsiniz ! ( ve için . Ancak nin defa kopyalandığını , yani hiçbir iletinin kaybolmadığını nasıl garanti edersiniz? Bilmiyorum peşin. İlgili tüm işlemler arasında ileri ve geri birkaç mesaj göndermek mümkün mü (sadece)?$S$$y$$P_1$$P_n$
$\overline{x}y).S$$x(z).P_1$$x(z).P_n$$(\overline{x}y)$$n$$n$

... yoksa belirleyici olmayan çoğaltma davranışını yanlış anlıyor muyum?

On yıl kadar önce Ene ve Muntean, yayıncılığın calculus [1] içine makul bir kompozisyon kodlaması olmadığını gösterdiler . Noktadan noktaya iletişim ve mesaj geçişi arasındaki ayrımlarının özünü anlamak kolaydır: noktadan noktaya "çok asenkron" dur. Bu, bir yayın sisteminde, bir yayın göndericinin işlemlerine keyfi için bir atomik adımda gönderebileceği anlamına gelir . OTOH, eğer bir süreç noktadan noktaya iletişim kullanarak süreçle iletişim kurmak istiyorsa , bu sadece$\pi$$n$$n$$n$$n$(veya daha fazla) ara durumları olan ayrı mesaj alışverişleri (örneğin, gönderen 100 alıcıya mesaj gönderdi ve 150 başka bir mesaj göndermesi gerekiyor). Bir bağlam, atomik yayın mesajlarıyla mümkün olmayan bu ara durumları gözlemleyebilir, etkileşime sokabilir ve bunlara müdahale edebilir. calculus (veya gerçekten noktadan noktaya mesaj geçişine dayanan herhangi bir matematik) eksikliğiyle başa çıkmak için , Ene ve Muntean , Prasad'ın CBS'deki daha önceki çalışmalarına dayanarak b [2, 3] yayın varyantını önermektedir. , yayın yapan CCS'nin bir varyantı [4].$\pi$$\pi$

Daha teknik olarak, [1] aşağıdakiler geçerliyse makul bir kodlama çağırır .$e$

• Kodlama paralel bileşimi korur, yani .$e(P|Q) = e(P) | e(Q)$
• Kodlama, amaçsız yeniden adlandırmayı, yani herhangi bir amaç dışı yeniden adlandırma için sigma'yı korur .$e(P\sigma) = e(P)\sigma$$\sigma$
• Kodlama, girdi ve çıktı eylemlerinin korunması ile ilgili bazı teknik koşulları karşılamaktadır, ayrıntılar için [1] 'e bakınız.

Sonra [1], b ila π arasında makul bir kodlamanın bulunamayacağını gösterir . Bu ayrıştırma sonucunu Palamidessi'nin seçim sistemleri kanıtlama tekniğinin bir varyantını kullanarak oluşturmuşlardır [5].$\pi$$\pi$

Bu konuda [1-4] yayımlandığından beri çalışmalar yapılmıştır, örneğin M. Hennessy, ancak bunlar öncü makalelerdir.

Bir yana, yayın genellikle bir çok alıcıyla iletişim kuran bir gönderici olarak anlaşılmaktadır, ancak noktadan noktaya iletişimi birden fazla gönderenle senkronize eden bir alıcınız olduğu diğer yönde genelleştirmek de mümkündür (bu, örneğin Petri ağlarında kullanılır) ) veya her ikisinin hibrit formları. I. Phillips bir ayırma sonucu kurdu yayın, bu şekilde aynı zamanda kodlanmış edilemez olduğunu gösterir -calculus. Bu sonucun yayınlanıp yayınlanmadığından emin değilim.$\pi$

[1] C. Ene, T. Muntean, Noktadan Noktaya Yayın İletişimine Karşı Etkileyici .

[2] C. Ene, T. Muntean, İletişim Sistemleri için Yayın Tabanlı Bir Analiz .

[3] C. Ene, T. Muntean, Yayın Süreçleri için Test Teorileri .

[4] KVS Prasad, Yayın Sistemleri Hesabı .

$\pi$