[{"@context":"http:\/\/schema.org\/","@type":"BlogPosting","@id":"https:\/\/wiki.edu.vn\/en2fr\/wiki28\/semantique-operationnelle-wikipedia\/#BlogPosting","mainEntityOfPage":"https:\/\/wiki.edu.vn\/en2fr\/wiki28\/semantique-operationnelle-wikipedia\/","headline":"S\u00e9mantique op\u00e9rationnelle – Wikipedia wiki","name":"S\u00e9mantique op\u00e9rationnelle – Wikipedia wiki","description":"before-content-x4 Cat\u00e9gorie de la s\u00e9mantique de langage de programmation formelle after-content-x4 S\u00e9mantique op\u00e9rationnelle est une cat\u00e9gorie de s\u00e9mantique formelle de","datePublished":"2017-01-05","dateModified":"2017-01-05","author":{"@type":"Person","@id":"https:\/\/wiki.edu.vn\/en2fr\/wiki28\/author\/lordneo\/#Person","name":"lordneo","url":"https:\/\/wiki.edu.vn\/en2fr\/wiki28\/author\/lordneo\/","image":{"@type":"ImageObject","@id":"https:\/\/secure.gravatar.com\/avatar\/c9645c498c9701c88b89b8537773dd7c?s=96&d=mm&r=g","url":"https:\/\/secure.gravatar.com\/avatar\/c9645c498c9701c88b89b8537773dd7c?s=96&d=mm&r=g","height":96,"width":96}},"publisher":{"@type":"Organization","name":"Enzyklop\u00e4die","logo":{"@type":"ImageObject","@id":"https:\/\/wiki.edu.vn\/wiki4\/wp-content\/uploads\/2023\/08\/download.jpg","url":"https:\/\/wiki.edu.vn\/wiki4\/wp-content\/uploads\/2023\/08\/download.jpg","width":600,"height":60}},"image":{"@type":"ImageObject","@id":"https:\/\/wikimedia.org\/api\/rest_v1\/media\/math\/render\/svg\/1b1a62be401c4c7a4aabc709187162795b01c896","url":"https:\/\/wikimedia.org\/api\/rest_v1\/media\/math\/render\/svg\/1b1a62be401c4c7a4aabc709187162795b01c896","height":"","width":""},"url":"https:\/\/wiki.edu.vn\/en2fr\/wiki28\/semantique-operationnelle-wikipedia\/","wordCount":10226,"articleBody":"     (adsbygoogle = window.adsbygoogle || []).push({});before-content-x4Cat\u00e9gorie de la s\u00e9mantique de langage de programmation formelle        (adsbygoogle = window.adsbygoogle || []).push({});after-content-x4S\u00e9mantique op\u00e9rationnelle est une cat\u00e9gorie de s\u00e9mantique formelle de langue de programmation dans laquelle certaines propri\u00e9t\u00e9s souhait\u00e9es d’un programme, telles que l’exactitude, la s\u00e9curit\u00e9 ou la s\u00e9curit\u00e9, sont v\u00e9rifi\u00e9es en construisant des preuves \u00e0 partir de d\u00e9clarations logiques sur son ex\u00e9cution et ses proc\u00e9dures, plut\u00f4t que en attachant des significations math\u00e9matiques \u00e0 ses termes (d\u00e9notation s\u00e9mantique). La s\u00e9mantique op\u00e9rationnelle est class\u00e9e en deux cat\u00e9gories: S\u00e9mantique op\u00e9rationnelle structurelle (ou S\u00e9mantique en petit pas ) d\u00e9crivez officiellement comment le \u00e9tapes individuelles d’un calcul se d\u00e9roule dans un syst\u00e8me informatique; par opposition s\u00e9mantique naturelle (ou s\u00e9mantique en gros ) D\u00e9crivez comment le r\u00e9sultats globaux des ex\u00e9cutions sont obtenues. Les autres approches pour fournir une s\u00e9mantique formelle des langages de programmation comprennent la s\u00e9mantique axiomatique et la s\u00e9mantique d\u00e9notationnelle. La s\u00e9mantique op\u00e9rationnelle pour un langage de programmation d\u00e9crit comment un programme valide est interpr\u00e9t\u00e9 comme des s\u00e9quences d’\u00e9tapes de calcul. Ces s\u00e9quences alors sont la signification du programme. Dans le contexte de la programmation fonctionnelle, la derni\u00e8re \u00e9tape d’une s\u00e9quence de terminaison renvoie la valeur du programme. (En g\u00e9n\u00e9ral, il peut y avoir de nombreuses valeurs de retour pour un seul programme, car le programme peut \u00eatre non d\u00e9terministe, et m\u00eame pour un programme d\u00e9terministe, il peut y avoir de nombreuses s\u00e9quences de calcul car la s\u00e9mantique peut ne pas sp\u00e9cifier exactement quelle s\u00e9quence d’op\u00e9rations arrive \u00e0 cette valeur.) La premi\u00e8re incarnation formelle de s\u00e9mantique op\u00e9rationnelle a peut-\u00eatre \u00e9t\u00e9 l’utilisation du calcul Lambda pour d\u00e9finir la s\u00e9mantique de Lisp. [d’abord] Les machines abstraites dans la tradition de la machine SECD sont \u00e9galement \u00e9troitement li\u00e9es.        (adsbygoogle = window.adsbygoogle || []).push({});after-content-x4 Table of ContentsHistoire [ modifier ]] Approches [ modifier ]] S\u00e9mantique en petit pas [ modifier ]] S\u00e9mantique op\u00e9rationnelle structurelle [ modifier ]] S\u00e9mantique de r\u00e9duction [ modifier ]] S\u00e9mantique en gros [ modifier ]] S\u00e9mantique naturelle [ modifier ]] Comparaison [ modifier ]] Voir \u00e9galement [ modifier ]] Les r\u00e9f\u00e9rences [ modifier ]] D\u00e8s la lecture [ modifier ]] Liens externes [ modifier ]] Histoire [ modifier ]] Le concept de s\u00e9mantique op\u00e9rationnelle a \u00e9t\u00e9 utilis\u00e9 pour la premi\u00e8re fois dans la d\u00e9finition de la s\u00e9mantique d’Algol 68.La d\u00e9claration suivante est une citation du rapport r\u00e9vis\u00e9 d’Algol 68: La signification d’un programme dans la langue stricte est expliqu\u00e9e en termes d’ordinateur hypoth\u00e9tiquequi ex\u00e9cute l’ensemble des actions qui constituent l’\u00e9laboration de ce programme. (Algol68, section 2) La premi\u00e8re utilisation du terme \u00abs\u00e9mantique op\u00e9rationnelle\u00bb dans sa signification actuelle est attribu\u00e9e \u00e0Dana Scott (Plotkin04).Ce qui suit est une citation du papier s\u00e9minal de Scott sur la s\u00e9mantique formelle,dans lequel il mentionne les aspects “op\u00e9rationnels” de la s\u00e9mantique.        (adsbygoogle = window.adsbygoogle || []).push({});after-content-x4Il est tr\u00e8s bien de viser une approche plus \u00ababstraite\u00bb et \u00abplus propre\u00bbs\u00e9mantique, mais si le plan doit \u00eatre bon, les aspects op\u00e9rationnels ne peuvent pas\u00eatre compl\u00e8tement ignor\u00e9. (Scott70) Approches [ modifier ]] Gordon Plotkin a pr\u00e9sent\u00e9 la s\u00e9mantique op\u00e9rationnelle structurelle, Matthias Felleisen et Robert Hieb The Reduction Semantics, [2] et Gilles Kahn la s\u00e9mantique naturelle. S\u00e9mantique en petit pas [ modifier ]] S\u00e9mantique op\u00e9rationnelle structurelle [ modifier ]] S\u00e9mantique op\u00e9rationnelle structurelle (SOS, \u00e9galement appel\u00e9 S\u00e9mantique op\u00e9rationnelle structur\u00e9e ou S\u00e9mantique en petit pas ) a \u00e9t\u00e9 introduit par Gordon Plotkin dans (Plotkin81) comme moyen logique pour d\u00e9finir la s\u00e9mantique op\u00e9rationnelle. L’id\u00e9e de base derri\u00e8re SOS est de d\u00e9finir le comportement d’un programme en termes de comportement de ses parties, offrant ainsi une vision structurelle, c’est-\u00e0-dire orient\u00e9e syntaxe et inductive, sur la s\u00e9mantique op\u00e9rationnelle. Une sp\u00e9cification SOS d\u00e9finit le comportement d’un programme en termes de relation (s) de transition (s) (s). Les sp\u00e9cifications SOS prennent la forme d’un ensemble de r\u00e8gles d’inf\u00e9rence qui d\u00e9finissent les transitions valides d’un morceau de syntaxe composite en termes de transitions de ses composants. Pour un exemple simple, nous consid\u00e9rons une partie de la s\u00e9mantique d’un simple langage de programmation; Des illustrations appropri\u00e9es sont donn\u00e9es dans Plotkin81 et Hennessy90 et dans d’autres manuels. Laisser C d’abord , C 2 {displayStyle c_ {1}, c_ {2}} s’\u00e9tendre sur les programmes de la langue et laisser s {DisplayStyle S} plage sur les \u00e9tats (par exemple, fonctions des emplacements de m\u00e9moire aux valeurs). Si nous avons des expressions (vari\u00e9es par ET {displaystyle e} ), valeurs ( DANS {DisplayStyle V} ) et les emplacements ( L {displaystyle l} ), alors une commande de mise \u00e0 jour de la m\u00e9moire aurait une s\u00e9mantique: \u27e8E,s\u27e9\u21d2V\u27e8L:=E,s\u27e9\u27f6(s\u228e(L\u21a6V)){displayStyle {frac {langle e, srangle rightarrow v} {langle l: = e ,,, srangle longRightarrow (Suplus (lmapsto v))}}}  De mani\u00e8re informelle, la r\u00e8gle dit que ” si l’expression ET {displaystyle e} en \u00e9tat s {DisplayStyle S} r\u00e9duit la valeur DANS {DisplayStyle V} , alors le programme L : = ET {displayStyle l: = e} mettra \u00e0 jour l’\u00e9tat s {DisplayStyle S} avec l’affectation L = DANS {displayStyle l = v} “. La s\u00e9mantique du s\u00e9quen\u00e7age peut \u00eatre donn\u00e9e par les trois r\u00e8gles suivantes: \u27e8C1,s\u27e9\u27f6s\u2032\u27e8C1;C2,s\u27e9\u27f6\u27e8C2,s\u2032\u27e9\u27e8C1,s\u27e9\u27f6\u27e8C1\u2032,s\u2032\u27e9\u27e8C1;C2,s\u27e9\u27f6\u27e8C1\u2032;C2,s\u2032\u27e9\u27e8skip,s\u27e9\u27f6s{displaystyle {frac {langle C_{1},srangle longrightarrow s’}{langle C_{1};C_{2},,srangle longrightarrow langle C_{2},s’rangle }}quad quad {frac {langle C_{1},srangle longrightarrow langle C_{1}’,s’rangle }{langle C_{1};C_{2},,srangle longrightarrow langle C_{1}’;C_{2},,s’rangle }}quad quad {frac {}{langle mathbf {skip} ,srangle longrightarrow s}}}  De mani\u00e8re informelle, la premi\u00e8re r\u00e8gle dit que,Si le programme C d’abord {displayStyle c_ {1}} en \u00e9tat s {DisplayStyle S} finitions en \u00e9tat s \u2032 {displaystyle s ‘} , puis le programme C d’abord ; C 2 {displayStyle c_ {1}; c_ {2}} en \u00e9tat s {DisplayStyle S} se r\u00e9duira au programme C 2 {displayStyle c_ {2}} en \u00e9tat s \u2032 {displaystyle s ‘} .(Vous pouvez consid\u00e9rer cela comme formalisation “vous pouvez courir C d’abord {displayStyle c_ {1}} , puis courir C 2 {displayStyle c_ {2}} Utilisation du magasin de m\u00e9moire r\u00e9sultant.)La deuxi\u00e8me r\u00e8gle dit queSi le programme C d’abord {displayStyle c_ {1}} en \u00e9tat s {DisplayStyle S} peut r\u00e9duire le programme C d’abord \u2032 {displayStyle c_ {1} ‘} avec l’\u00e9tat s \u2032 {displaystyle s ‘} , puis le programme C d’abord ; C 2 {displayStyle c_ {1}; c_ {2}} en \u00e9tat s {DisplayStyle S} se r\u00e9duira au programme C d’abord \u2032 ; C 2 {displayStyle c_ {1} ‘; c_ {2}} en \u00e9tat s \u2032 {displaystyle s ‘} .(Vous pouvez consid\u00e9rer cela comme formaliser le principe d’un compilateur d’optimisation:“Vous \u00eates autoris\u00e9 \u00e0 vous transformer C d’abord {displayStyle c_ {1}} comme s’il \u00e9tait autonome, m\u00eame si ce n’est que lePremi\u00e8re partie d’un programme. “)La s\u00e9mantique est structurelle, car la signification du programme s\u00e9quentiel C d’abord ; C 2 {displayStyle c_ {1}; c_ {2}} , est d\u00e9fini par le sens de C d’abord {displayStyle c_ {1}} et le sens de C 2 {displayStyle c_ {2}} . Si nous avons \u00e9galement des expressions bool\u00e9ennes sur l’\u00c9tat, passant par B {displaystyle b} alors nous pouvons d\u00e9finir la s\u00e9mantique du alors que commande: \u27e8B,s\u27e9\u21d2true\u27e8while\u00a0B\u00a0do\u00a0C,s\u27e9\u27f6\u27e8C;while\u00a0B\u00a0do\u00a0C,s\u27e9\u27e8B,s\u27e9\u21d2false\u27e8while\u00a0B\u00a0do\u00a0C,s\u27e9\u27f6s{displayStyle {frac {Langle B, srangle rightarrow mathbf {true}} {langle mathbf {while} b mathbf {do} c, srangle longRightarrow langle c; mathbf {while} b mathbf {do} c, srangle}} quad {frac {langle b, srangle rightarrow mathbf {false}} {langle mathbf {while} b mathbf {do} c, srangle longRightarrow s}}}  Une telle d\u00e9finition permet une analyse formelle du comportement des programmes, permettant l’\u00e9tude des relations entre les programmes. Les relations importantes incluent les pr\u00e9commandes de simulation et la bisimulation.Ceux-ci sont particuli\u00e8rement utiles dans le contexte de la th\u00e9orie de la concurrence. Gr\u00e2ce \u00e0 son look intuitif et sa structure facile \u00e0 suivre,SOS a gagn\u00e9 en popularit\u00e9 et est devenu une norme de facto pour d\u00e9finirS\u00e9mantique op\u00e9rationnelle. En signe de succ\u00e8s, le rapport original (soi-disant AarhusRapport) sur SOS (Plotkin81) a attir\u00e9 plus de 1 000 citations selon le Citaiser [d’abord] ,En faire l’un des rapports techniques les plus cit\u00e9s en informatique. S\u00e9mantique de r\u00e9duction [ modifier ]] S\u00e9mantique de r\u00e9duction est une pr\u00e9sentation alternative de la s\u00e9mantique op\u00e9rationnelle. Ses id\u00e9es cl\u00e9s ont d’abord \u00e9t\u00e9 appliqu\u00e9es \u00e0 l’appel purement fonctionnel par leur nom et par appel par des variantes de valeur du calcul Lambda par Gordon Plotkin en 1975 [3] et g\u00e9n\u00e9ralis\u00e9 aux langues fonctionnelles d’ordre sup\u00e9rieur avec des caract\u00e9ristiques imp\u00e9ratives de Matthias Felleisen dans sa th\u00e8se de 1987. [4] La m\u00e9thode a \u00e9t\u00e9 \u00e9labor\u00e9e en outre par Matthias Felleisen et Robert Hieb en 1992 en une th\u00e9orie pleinement \u00e9quationnelle pour le contr\u00f4le et l’\u00c9tat. [2] L’expression \u00abs\u00e9mantique de r\u00e9duction\u00bb elle-m\u00eame a \u00e9t\u00e9 invent\u00e9e pour la premi\u00e8re fois par Felleisen et Daniel Friedman dans un article de Parle 1987. [5] La s\u00e9mantique de r\u00e9duction est donn\u00e9e comme un ensemble de r\u00e8gles de r\u00e9duction que chacun sp\u00e9cifie une seule \u00e9tape de r\u00e9duction potentielle. Par exemple, la r\u00e8gle de r\u00e9duction suivante stipule qu’une d\u00e9claration d’affectation peut \u00eatre r\u00e9duite si elle se trouve imm\u00e9diatement \u00e0 c\u00f4t\u00e9 de sa d\u00e9claration variable: l C’est t  r C’est c  X = dans d’abord  je n  X \u2190 dans 2 ;  C’est   \u27f6   l C’est t  r C’est c  X = dans 2  je n  C’est {displayStyle mathbf {let rec} x = v_ {1} mathbf {in} xleftarrow v_ {2}; e longRightArrow Mathbf {let rec} x = v_ {2} mathbf {in} e}  Pour obtenir une instruction d’affectation dans une telle position, il est \u00abbouillonnant\u00bb via les applications de fonction et le c\u00f4t\u00e9 droit des instructions d’affectation jusqu’\u00e0 ce qu’il atteigne le point appropri\u00e9. Depuis l’intervention l C’est t {displayStyle Mathbf {LET}} Les expressions peuvent d\u00e9clarer des variables distinctes, le calcul exige \u00e9galement une r\u00e8gle d’extrusion pour l C’est t {displayStyle Mathbf {LET}} expressions. La plupart des utilisations publi\u00e9es de la s\u00e9mantique de r\u00e9duction d\u00e9finissent ces \u00abr\u00e8gles de bulle\u00bb avec la commodit\u00e9 des contextes d’\u00e9valuation. Par exemple, la grammaire des contextes d’\u00e9valuation dans un simple appel d’appel par valeur peut \u00eatre donn\u00e9 comme ET :: = [ ]]  |  dans  ET  |  ET  C’est  |  X \u2190 ET  |  l C’est t  r C’est c  X = dans  je n  ET  |  ET ;  C’est Invite.sop ylext, yy: .. – | Ce n’est pas un imal.  o\u00f9 C’est {displaystyle e} indique des expressions arbitraires et dans {DisplayStyle V} indique des valeurs enti\u00e8rement r\u00e9duites. Chaque contexte d’\u00e9valuation comprend exactement un trou [ ]] {DisplayStyle [,]} dans lequel un terme est branch\u00e9 de mani\u00e8re capturant. La forme du contexte indique ce trou o\u00f9 une r\u00e9duction peut se produire. Pour d\u00e9crire le \u00abbouillonnement\u00bb \u00e0 l’aide de contextes d’\u00e9valuation, un seul axiome suffit: ET [ X \u2190 dans ;  C’est ]]   \u27f6   X \u2190 dans ;  ET [ C’est ]] (affectations de levage) {displayStyle e [, xleftArrow v; e,] longRightarrow xleftarrow v; E [, e,] qquad {text {(ascension de lifting)}}}  Cette r\u00e8gle de r\u00e9duction unique est la r\u00e8gle de levage de Felleisen et le calcul Lambda de Hieb pour les d\u00e9clarations d’affectation. Les contextes d’\u00e9valuation restreignent cette r\u00e8gle \u00e0 certains termes, mais il est librement applicable \u00e0 n’importe quel terme, y compris sous Lambdas. Suivant l’intrigue, montrant l’utilit\u00e9 d’un calcul d\u00e9riv\u00e9 d’un ensemble de r\u00e8gles de r\u00e9duction exige (1) un lemme de l’\u00e9glise-rosser pour la relation en une seule \u00e9tape, ce qui induit une fonction d’\u00e9valuation, et (2) un lemme de normalisation de curry-fey fermeture transitive-r\u00e9flexive de la relation en une seule \u00e9tape, qui remplace la recherche non d\u00e9terministe dans la fonction d’\u00e9valuation par une recherche la plus \u00e0 gauche \/ la plus ext\u00e9rieure d\u00e9terministe. Felleisen a montr\u00e9 que les extensions imp\u00e9ratives de ce calcul satisfont \u00e0 ces th\u00e9or\u00e8mes. Les cons\u00e9quences de ces th\u00e9or\u00e8mes sont que la th\u00e9orie \u00e9quationnelle – la fermeture sym\u00e9trique-transitive-r\u00e9flexive – est un principe de raisonnement solide pour ces langues. Cependant, dans la pratique, la plupart des applications de la s\u00e9mantique de r\u00e9duction se dispensent avec le calcul et utilisent uniquement la r\u00e9duction standard (et l’\u00e9valuateur qui peut en \u00eatre d\u00e9riv\u00e9). La s\u00e9mantique de r\u00e9duction est particuli\u00e8rement utile compte tenu de la facilit\u00e9 par laquelle les contextes d’\u00e9valuation peuvent mod\u00e9liser des constructions de contr\u00f4le \u00e9tatiques ou inhabituelles (par exemple, les continuations de premi\u00e8re classe). De plus, une s\u00e9mantique de r\u00e9duction a \u00e9t\u00e9 utilis\u00e9e pour mod\u00e9liser les langues orient\u00e9es objet, [6] Syst\u00e8mes contractuels, exceptions, futures, appel par incendie et de nombreuses autres fonctionnalit\u00e9s linguistiques. Un traitement approfondi et moderne de la s\u00e9mantique de r\u00e9duction qui discute longuement de plusieurs applications de ce type est donn\u00e9 par Matthias Felleisen, Robert Bruce Findler et Matthew Flatt dans Ing\u00e9nierie de s\u00e9mantique avec plt redex . [7] S\u00e9mantique en gros [ modifier ]] S\u00e9mantique naturelle [ modifier ]] La s\u00e9mantique op\u00e9rationnelle structurelle en grande \u00e9tape est \u00e9galement connue sous les noms s\u00e9mantique naturelle , s\u00e9mantique relationnelle et s\u00e9mantique d’\u00e9valuation . [8] La s\u00e9mantique op\u00e9rationnelle en grandeur a \u00e9t\u00e9 introduite sous le nom s\u00e9mantique naturelle par Gilles Kahn lors de la pr\u00e9sentation du mini-ML, un dialecte pur de Ml. On peut consid\u00e9rer les d\u00e9finitions en gros \u00e9tapes comme des d\u00e9finitions des fonctions, ou plus g\u00e9n\u00e9ralement de relations, interpr\u00e9tant chaque construction de langage dans un domaine appropri\u00e9. Son intuitivit\u00e9 en fait un choix populaire pour les sp\u00e9cifications de s\u00e9mantique dans les langages de programmation, mais il pr\u00e9sente certains inconv\u00e9nients qui le rendent g\u00eanant ou impossible \u00e0 utiliser dans de nombreuses situations, telles que les langages avec des caract\u00e9ristiques ou une concurrence \u00e0 forte intensit\u00e9 de contr\u00f4le. Une s\u00e9mantique en gros \u00e9tapes d\u00e9crit de mani\u00e8re divise et conqu\u00e9rir comment les r\u00e9sultats d’\u00e9valuation finaux des constructions linguistiques peuvent \u00eatre obtenus en combinant les r\u00e9sultats d’\u00e9valuation de leurs homologues syntaxiques (sous-expressions, substactifs, etc.). Comparaison [ modifier ]] Il existe un certain nombre de distinctions entre la s\u00e9mantique en petite \u00e9tape et en grande \u00e9tape qui influence si l’une ou l’autre forme une base plus appropri\u00e9e pour sp\u00e9cifier la s\u00e9mantique d’un langage de programmation. La s\u00e9mantique en gros \u00e9tapes a l’avantage d’\u00eatre souvent plus simple (n\u00e9cessitant moins de r\u00e8gles d’inf\u00e9rence) et correspond souvent directement \u00e0 une impl\u00e9mentation efficace d’un interpr\u00e8te pour la langue (d’o\u00f9 Kahn les appelant “naturels”.) Les deux peuvent conduire \u00e0 des preuves plus simples, par exemple, par exemple Lors de la prouvance de la pr\u00e9servation de l’exactitude dans le cadre d’une transformation du programme. [9] Le principal inconv\u00e9nient de la s\u00e9mantique en gros \u00e9tapes est que les calculs non terminants (divergents) n’ont pas d’arbre d’inf\u00e9rence, ce qui rend impossible les \u00e9nonc\u00e9s et prouver les propri\u00e9t\u00e9s de ces calculs. [9] La s\u00e9mantique en petite \u00e9tape donne plus de contr\u00f4le sur les d\u00e9tails et l’ordre d’\u00e9valuation. Dans le cas de la s\u00e9mantique op\u00e9rationnelle instrument\u00e9e, cela permet \u00e0 la s\u00e9mantique op\u00e9rationnelle de suivre et du s\u00e9mantiste \u00e0 \u00e9noncer et \u00e0 prouver des th\u00e9or\u00e8mes plus pr\u00e9cis sur le comportement d’ex\u00e9cution de la langue. Ces propri\u00e9t\u00e9s rendent la s\u00e9mantique en petite \u00e9tape plus pratique pour prouver la solidit\u00e9 de type d’un syst\u00e8me de type contre une s\u00e9mantique op\u00e9rationnelle. [9] Voir \u00e9galement [ modifier ]] Les r\u00e9f\u00e9rences [ modifier ]] ^  McCarthy, John. “Fonctions r\u00e9cursives des expressions symboliques et leur calcul par machine, partie I” . Archiv\u00e9 de l’original le 2013-10-04 . R\u00e9cup\u00e9r\u00e9 2006-10-13 .  ^ un  b  Felleisen, M.; Hieb, R. (1992). “Le rapport r\u00e9vis\u00e9 sur les th\u00e9ories syntaxiques du contr\u00f4le s\u00e9quentiel et de l’\u00e9tat” . Informatique th\u00e9orique . 103 (2): 235\u2013271. est ce que je: 10.1016 \/ 0304-3975 (92) 90014-7 .  ^  Plotkin, Gordon (1975). “Call-by-Name, Call-by-Value et le \u03bb-calcul”  (PDF) . Informatique th\u00e9orique . d’abord (2): 125\u2013159. est ce que je: 10.1016 \/ 0304-3975 (75) 90017-1 . R\u00e9cup\u00e9r\u00e9 22 juillet, 2021 .  ^  Felleisen, Matthias (1987). Les calculs de la conversion lambda-v-cs: une th\u00e9orie syntaxique du contr\u00f4le et de l’\u00e9tat dans les langages de programmation imp\u00e9ratifs de haut niveau  (PDF) (Doctorat). Universit\u00e9 de l’Indiana . R\u00e9cup\u00e9r\u00e9 22 juillet, 2021 .  ^  Felleisen, Matthias; Friedman, Daniel P. (1987). “Une s\u00e9mantique de r\u00e9duction pour les langues imp\u00e9ratives d’ordre sup\u00e9rieur” Actes des architectures et langues parall\u00e8les Europe . Conf\u00e9rence internationale sur les architectures et langues parall\u00e8les Europe. Vol. 1. 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Gordon D. Plotkin. Les origines de la s\u00e9mantique op\u00e9rationnelle structurelle. J. Log. Algebr. Programme. 60-61: 3-15, 2004. ( pr\u00e9impression ). Dana S. Scott. Aper\u00e7u d’une th\u00e9orie math\u00e9matique du calcul, groupe de recherche en programmation, Technical Monograph PRG – 2, Oxford University, 1970. Adrian van Wijngaarden et al. Rapport r\u00e9vis\u00e9 sur la langue algorithmique Algool 68. IFIP. 1968. ( [2] [ lien mort permanent ]] ) Matthew Hennessy. S\u00e9mantique des langages de programmation. Wiley, 1990. disponible en ligne . Liens externes [ modifier ]]          (adsbygoogle = window.adsbygoogle || []).push({});after-content-x4"},{"@context":"http:\/\/schema.org\/","@type":"BreadcrumbList","itemListElement":[{"@type":"ListItem","position":1,"item":{"@id":"https:\/\/wiki.edu.vn\/en2fr\/wiki28\/#breadcrumbitem","name":"Enzyklop\u00e4die"}},{"@type":"ListItem","position":2,"item":{"@id":"https:\/\/wiki.edu.vn\/en2fr\/wiki28\/semantique-operationnelle-wikipedia\/#breadcrumbitem","name":"S\u00e9mantique op\u00e9rationnelle – Wikipedia wiki"}}]}]