Après relecture
Cette révision appartient à :
Florian Hatat
@@ -77,7 +77,7 @@ Dans tout le sujet, pour tout entier $n$ positif, on notera $\Sigma_n$ l'alphabe
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\Sigma_2=\left\{\binom{0}{0},\binom{1}{0},\binom{0}{1},\binom{1}{1}\right\}
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\]
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Pour tout entier $i$ dans $\llbracket 1, n \rrbracket$, et pour tout mot $m$ sur $\Sigma_n$, on note $\pi_i(m)$ la projection de $m$ sur la composante $i$, c'est-à-dire, le mot sur $\{0,1\}$ composé du terme à la $i$-ème ligne sur chaque lettre de $m$.
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Pour tout entier $i$ dans $\llbracket 1, n \rrbracket$, et pour tout mot $m$ sur $\Sigma_n$, on note $\pi_i(m)$ la projection de $m$ sur la composante $i$, c'est-à-dire, le mot sur $\{0,1\}$ composé du terme à la $i$\ieme{} ligne sur chaque lettre de $m$.
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Par abus de notation, on s'autorise à confondre la lettre $0$ et $1$ de l'alphabet $\{0,1\}$ avec les entiers $0$ et $1$. Pour tout mot $u$ de taille $|u|=k$ sur $\{0,1\}$ tel que $u=u_0 \ldots u_{k-1}$, on va noter $v(u)$ la valeur suivante :
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@@ -87,7 +87,7 @@ v(u)=\sum_{j=0}^{k-1} 2^{j} u_j
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Autrement dit, $v(u)$ est l'entier dont $u$ en est une de ses représentations en binaire telles que le bit de poids faible soit à gauche, donc à l'inverse du sens habituel.
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Pour un mot $m$ sur $\Sigma_n$ et un entier $i$ entre 1 et $n$, on note $v_i(m)=v\left(\pi_(m)\right)$.
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Pour un mot $m$ sur $\Sigma_n$ et un entier $i$ entre 1 et $n$, on note $v_i(m)=v(\pi_i(m))$.
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Considérons par exemple le mot $m$ suivant :
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@@ -148,9 +148,9 @@ On représente en OCaml les lettres de $\Sigma_n$ à l'aide du type \mintinline{
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\section{\label{sec:automates-finis}Automates finis sur $\sum_n$}
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Considérons les automates $\mathcal{A}_1$ et $\mathcal{A}_2$ suivants :
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Considérons les automates $\mathcal{A}_1$ et $\mathcal{A}_2$ dont les représentations sont données sur les figures \ref{fig:automate-a1} et \ref{fig:automate-a2}.
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\begin{figure}[h]
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\begin{figure}[ht]
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\begin{center}
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\begin{tikzpicture}[initial text = {}]
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\node[state, initial] (q0) {$q_0$};
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@@ -165,10 +165,11 @@ Considérons les automates $\mathcal{A}_1$ et $\mathcal{A}_2$ suivants :
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;
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\end{tikzpicture}
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\caption{Représentation de l'automate $\mathcal{A}_1$}
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\label{fig:automate-a1}
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\end{center}
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\end{figure}
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\begin{figure}[h]
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\begin{figure}[ht]
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\begin{center}
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\begin{tikzpicture}[initial text = {}]
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\node[state, initial] (q0) {$q_0$};
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@@ -181,31 +182,32 @@ Considérons les automates $\mathcal{A}_1$ et $\mathcal{A}_2$ suivants :
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;
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\end{tikzpicture}
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\caption{Représentation de l'automate $\mathcal{A}_2$}
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\label{fig:automate-a2}
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\end{center}
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\end{figure}
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Soit $E$ l'ensemble des mots $m$ sur $\Sigma_2$ tels que $v_2(m)$ est la plus grande puissance de 2 qui divise $v_1(m)$.
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\begin{question}
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Démontrer que $\mathcal{L}\left(\mathcal{A}_1\right)=E$.
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Démontrer que $\mathcal{L}(\mathcal{A}_1)=E$.
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\end{question}
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\begin{question}
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Montrer que pour tout $m \in \mathcal{L}\left(\mathcal{A}_1\right), v_1(m) \equiv v_2(m)\left[2 \times v_2(m)\right]$.
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Montrer que pour tout $m \in \mathcal{L}(\mathcal{A}_1), v_1(m) \equiv v_2(m) \quad [2 \times v_2(m)]$.
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\end{question}
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\begin{question}
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Décrire sans justifier le langage $\mathcal{L}\left(\mathcal{A}_2\right)$ en donnant une condition nécessaire et suffisante pour qu'un mot $m$ sur $\Sigma_2$ soit dans le langage qui fait intervenir $v_1(m)$ et $v_2(m)$.
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Décrire sans justifier le langage $\mathcal{L}(\mathcal{A}_2)$ en donnant une condition nécessaire et suffisante pour qu'un mot $m$ sur $\Sigma_2$ soit dans le langage qui fait intervenir $v_1(m)$ et $v_2(m)$.
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\end{question}
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\begin{question}
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Proposer sans justifier un automate à 3 états qui reconnaît le langage $L$ défini par :
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\[
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L=\left\{m \in \Sigma_3^{*} \mid v_1(m)=v_3(m) \text { ou } v_2(m)=v_3(m)\right\}
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L=\{m \in \Sigma_3^{*} \mid v_1(m)=v_3(m) \text { ou } v_2(m)=v_3(m)\}
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\]
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\end{question}
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Pour implémenter les automates, on utilise le type automate suivant en OCaml. Un automate sur $\Sigma_n$ à $k$ états est représenté en utilisant un entier différent dans $\llbracket 0, k-1 \rrbracket$ pour chaque état. L'état initial est toujours l'état $0$.
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Pour implémenter les automates, on utilise le type \mintinline{ocaml}{automate} suivant en OCaml. Un automate sur $\Sigma_n$ à $k$ états est représenté en utilisant un entier différent dans $\llbracket 0, k-1 \rrbracket$ pour chaque état. L'état initial est toujours l'état $0$.
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\begin{minted}{ocaml}
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type automate = {
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@@ -301,7 +303,7 @@ Dans la formule $\exists x . \forall y .(z=t+y \wedge z=x) \vee(\exists w . z=t+
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Pour $\bar{x}$ un vecteur de variables, on notera souvent $\varphi(\bar{x})$ pour signifier que $\bar{x}$ est l'ensemble des variables libres de $\varphi$. Une assignation est une fonction des variables libres de $\varphi$ vers $\mathbb{N}$. Pour $\varphi$ une formule de Presburger et $a$ une assignation de ses variables libres, on note $\llbracket \varphi \rrbracket_a$ la valeur de vérité de $\varphi$ dans l'assignation $a$.
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Par exemple, considérons la formule $\varphi_{\leqslant}(x, y):=\exists z . y=x+z$, où : $=$ est un opérateur de définition. Ici, $z$ est une variable liée, et $y$ et $x$ sont des variables libres. Pour un $x$ et un $y$ donnés, cette formule est vraie si et seulement s'il existe un entier $z$ dans $\mathbb{N}$ tel que $y=x+z$, donc si et seulement si $x \leqslant y$.
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Par exemple, considérons la formule $\varphi_{\leqslant}(x, y):=\exists z . y=x+z$, où $:=$ est un opérateur de définition. Ici, $z$ est une variable liée, et $y$ et $x$ sont des variables libres. Pour un $x$ et un $y$ donnés, cette formule est vraie si et seulement s'il existe un entier $z$ dans $\mathbb{N}$ tel que $y=x+z$, donc si et seulement si $x \leqslant y$.
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Pour deux formules $\varphi$ et $\varphi^{\prime}$ ayant le même ensemble de variables libres, on dit qu'elles sont équivalentes, si pour toute assignation de ces variables libres, elles ont la même valeur de vérité.
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@@ -317,7 +319,7 @@ Pour deux formules $\varphi$ et $\varphi^{\prime}$ ayant le même ensemble de va
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On dit qu'une formule est sous forme simple si elle vérifie les propriétés suivantes :
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\begin{enumerate}[(i)]
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\item elle ne contient pas les opérateurs $\vee$ et $→$ ;
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\item elle ne contient pas les opérateurs $\vee$ et $\rightarrow$ ;
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\item elle ne contient pas le quantificateur $\forall$ ;
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\item pour toute sous-formule de la forme $t_1=t_2$, $t_1$ est une variable dans $\mathcal{V}$ et
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\begin{itemize}
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@@ -353,7 +355,7 @@ De plus, on sait que l'addition est associative et pour simplifier les preuves,
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\section{\label{sec:retour-automates}Retour sur les automates}
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\begin{question}
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Écrire une fonction \mintinline{ocaml}{sans_zero : automate -> automate} qui prend en entrée un automate et qui renvoie une copie de cet automate ayant pour états finaux tout état permettant d'accéder à un état final par une suite de transitions étiquetées par la lettre $\begin{pmatrix}0 \\ \ldots \\ 0\end{pmatrix}$ dans l'automate initial.
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Écrire une fonction \mintinline{ocaml}{sans_zero : automate -> automate} qui prend en entrée un automate et qui renvoie une copie de cet automate ayant pour états finaux tout état permettant d'accéder à un état final par une suite de transitions étiquetées par la lettre $\begin{pmatrix}0 \\ \vdots \\ 0\end{pmatrix}$ dans l'automate initial.
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\end{question}
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Avant de faire le lien entre automate et formules, on doit d'abord s'intéresser au problème des différentes représentations des entiers dues aux zéros non significatifs.
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@@ -375,9 +377,9 @@ Autrement dit, il s'agit de l'ensemble des mots égaux à un mot de $L$ sauf pos
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Soit $n$ un entier supérieur ou égal à $3$. Soit, $i$, $j$ et $k$ des entiers de $\llbracket 1, n \rrbracket$.
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On note $L_{i, j, k}$ le langage $\{m \in \Sigma_n^{*} \mid v_(m)+v_(m)=v_k(m)\}$. On suppose disposer d'une fonction \mintinline{ocaml}{automate_somme : int -> int -> int -> int -> automate} telle que \mintinline{ocaml}{automate_somme n i j k} renvoie un automate reconnaissant $L_{i, j, k}$.
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On note $L_{i, j, k}$ le langage $\{m \in \Sigma_n^{*} \mid v_i(m)+v_j(m)=v_k(m)\}$. On suppose disposer d'une fonction \mintinline{ocaml}{automate_somme : int -> int -> int -> int -> automate} telle que \mintinline{ocaml}{automate_somme n i j k} renvoie un automate reconnaissant $L_{i, j, k}$.
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On note $L_{=i, j}$ le langage $\{m \in \Sigma_n^{*} \mid v_(m)=v_(m)\}$. On suppose disposer d'une fonction \mintinline{ocaml}{automate_egalite : int -> int -> int -> automate} telle que \mintinline{ocaml}{automate_egalite n i j} renvoie un automate reconnaissant $L_{=i, j}$.
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On note $L_{=i, j}$ le langage $\{m \in \Sigma_n^{*} \mid v_i(m)=v_j(m)\}$. On suppose disposer d'une fonction\\ \mintinline{ocaml}{automate_egalite : int -> int -> int -> automate} telle que \mintinline{ocaml}{automate_egalite n i j} renvoie un automate reconnaissant $L_{=i, j}$.
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Considérons une formule sous forme simple $\varphi$ utilisant $n$ variables qu'on note $\{x_1, \ldots, x_n\}$. Soit $k$ le nombre de variables libres de $\varphi$. Soit une fonction $f$ strictement croissante de $\llbracket 1, k \rrbracket$ dans $\llbracket 1, n \rrbracket$ telle que les $\{x_{f(1)}, \ldots, x_{f(k)}\}$ est l'ensemble des variables libres de $\varphi$. Pour tout mot $m$ de $\Sigma_n$, on note $a^{m}$ l'assignation des variables libres de $\varphi$ définie pour $i$ dans $\llbracket 1, k \rrbracket$ par $a^{m}(x_{f(i)})=v_{f(i)}(m)$. On note $L_{\varphi}$ le langage
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@@ -424,49 +426,48 @@ On présente les règles de la déduction naturelle suivantes.
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Les arbres de preuves doivent être effectués à partir de l'ensemble de règles fourni ci-dessous.
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\begin{mathpar}
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\inferrule{\Gamma \vdash}{\Gamma, A \vdash A} \quad \text{ax}
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\inferrule{ }{\Gamma, A \vdash A} \quad \text{ax}
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\and
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\inferrule{\Gamma \vdash B}{\Gamma, A \vdash B} \quad \text{aff}
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\and
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\inferrule{\Gamma \vdash \bot}{\Gamma \vdash A} \quad \bot
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\inferrule{\Gamma \vdash \bot}{\Gamma \vdash A} \quad \bot
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\\
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\inferrule{ }{\Gamma \vdash A \vee \neg A} \quad \text {t.e.}
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\and
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\inferrule{\Gamma, \neg A \vdash \bot}{\Gamma \vdash A} \quad \text{RAA}
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\\
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||||
\inferrule{\Gamma, A \vdash B}{\Gamma \vdash A \rightarrow B} \quad \rightarrow_i
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\quad
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\inferrule{\Gamma \vdash A \rightarrow B \\ \Gamma \vdash A}{\Gamma \vdash B} \rightarrow_e
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\\
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\inferrule{\Gamma \vdash A \\ \Gamma \vdash B}{\Gamma \vdash A \wedge B} \wedge_i
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\and
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\inferrule{\Gamma \vdash A \wedge B}{\Gamma \vdash A} \wedge_e^{g}
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\and
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\inferrule{\Gamma \vdash A \wedge B}{\Gamma \vdash B} \wedge_e^{d}
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\inferrule{\Gamma \vdash A \rightarrow B \\ \Gamma \vdash A}{\Gamma \vdash B} \quad \rightarrow_e
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\\
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\inferrule{\Gamma \vdash A}{\Gamma \vdash A \vee B} \vee_i^{g}
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\inferrule{\Gamma \vdash A \\ \Gamma \vdash B}{\Gamma \vdash A \wedge B} \quad \wedge_i
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\and
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\inferrule{\Gamma \vdash B}{\Gamma \vdash A \vee B} \vee_i^{d}
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\inferrule{\Gamma \vdash A \wedge B}{\Gamma \vdash A} \quad \wedge_e^{g}
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\and
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\inferrule{\Gamma \vdash A \vee B \\ \Gamma, A \vdash C \\ \Gamma, B \vdash C}{\Gamma \vdash C} \vee_e
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\inferrule{\Gamma \vdash A \wedge B}{\Gamma \vdash B} \quad \wedge_e^{d}
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\\
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\inferrule{\Gamma, A \vdash \perp}{\Gamma \vdash \neg A} \neg_i
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\inferrule{\Gamma \vdash A}{\Gamma \vdash A \vee B} \quad \vee_i^{g}
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\and
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\inferrule{\Gamma \vdash \neg A \\ \Gamma \vdash A}{\Gamma \vdash \bot} \neg_e
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\\
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\inferrule{\Gamma, A, B \vdash C}{\Gamma, A \wedge B \vdash C} \text{cut}
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\\
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\inferrule{\Gamma \vdash A \\ x \not\in \operatorname{FV}(\Gamma)}{\Gamma \vdash \forall x. A} \forall_i
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\inferrule{\Gamma \vdash B}{\Gamma \vdash A \vee B} \quad \vee_i^{d}
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\and
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\inferrule{\Gamma \vdash \forall x. A}{\Gamma \vdash A[t/x]} \forall_e
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\inferrule{\Gamma \vdash A \vee B \\ \Gamma, A \vdash C \\ \Gamma, B \vdash C}{\Gamma \vdash C} \quad \vee_e
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\\
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\inferrule{\Gamma \vdash A[t/x]}{\Gamma \vdash \exists x. A} \exists_i
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\inferrule{\Gamma, A \vdash \perp}{\Gamma \vdash \neg A} \quad \neg_i
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\and
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\inferrule{\Gamma \vdash \exists x. A \\ \Gamma, A \vdash B \\ x \not\in \operatorname{FV}(\Gamma) \cup \operatorname{FV}(B)}{\Gamma \vdash B} \exists_e
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\inferrule{\Gamma \vdash \neg A \\ \Gamma \vdash A}{\Gamma \vdash \bot} \quad \neg_e
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\\
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\inferrule{\Gamma, A \vdash B \\ x \not\in \operatorname{FV}(\Gamma) \cup \operatorname{FV}(B)}{\Gamma, \exists x. A \vdash B} \exists'_e
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||||
\inferrule{\Gamma, A, B \vdash C}{\Gamma, A \wedge B \vdash C} \quad \text{cut}
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\\
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\inferrule{\Gamma \vdash A \\ x \not\in \operatorname{FV}(\Gamma)}{\Gamma \vdash \forall x. A} \quad \forall_i
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\and
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\inferrule{\Gamma \vdash \forall x. A}{\Gamma \vdash A[t/x]} \quad \forall_e
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\\
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||||
\inferrule{\Gamma \vdash A[t/x]}{\Gamma \vdash \exists x. A} \quad \exists_i
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||||
\and
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\inferrule{\Gamma \vdash \exists x. A \\ \Gamma, A \vdash B \\ x \not\in \operatorname{FV}(\Gamma) \cup \operatorname{FV}(B)}{\Gamma \vdash B} \quad \exists_e
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||||
\\
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||||
\inferrule{\Gamma, A \vdash B \\ x \not\in \operatorname{FV}(\Gamma) \cup \operatorname{FV}(B)}{\Gamma, \exists x. A \vdash B} \quad \exists'_e
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\end{mathpar}
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Où $\operatorname{FV}(A)$ désigne l'ensemble des variables libres dans une formule $A$ et $\operatorname{FV}(\Gamma)$ l'ensemble des variables libres dans un ensemble de formules $\Gamma$. De plus, $A[t / x]$ correspond à la formule $A$ où les occurrences d'une variable libre $x$ ont été remplacées par $t$.
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où $\operatorname{FV}(A)$ désigne l'ensemble des variables libres dans une formule $A$ et $\operatorname{FV}(\Gamma)$ l'ensemble des variables libres dans un ensemble de formules $\Gamma$. De plus, $A[t / x]$ correspond à la formule $A$ où les occurrences d'une variable libre $x$ ont été remplacées par $t$.
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\end{document}
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