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\documentclass[12pt,a4paper]{article}
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% A tribute to the worthy AMS:
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%
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%
\theoremstyle{definition}
\newtheorem{comcnt}{Tout}
\newcommand\thingy{%
\refstepcounter{comcnt}\smallskip\noindent\textbf{\thecomcnt.} }
\newcommand\exercice{%
\refstepcounter{comcnt}\bigskip\noindent\textbf{Exercice~\thecomcnt.}\par\nobreak}
\renewcommand{\qedsymbol}{\smiley}
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\DeclareUnicodeCharacter{00A0}{~}
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%
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\newcommand{\manfntsymbol}[1]{%
    {\fontencoding{U}\fontfamily{manual}\selectfont\symbol{#1}}}
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% NOTE: compile dot files with
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\tikzstyle{automaton}=[>=stealth',initial text={},thick,every loop/.style={min distance=7mm,looseness=5}]
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\begin{document}
\ifcorrige
\title{INF105\\Contrôle de connaissances — Corrigé\\{\normalsize Théorie des langages}}
\else
\title{INF105\\Contrôle de connaissances\\{\normalsize Théorie des langages}}
\fi
\author{}
\date{5 février 2019}
\maketitle

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Git: \input{vcline.tex}
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\pretolerance=8000
\tolerance=50000

\vskip1truein\relax

\noindent\textbf{Consignes.}

Les exercices sont totalement indépendants.  Ils pourront être traités
dans un ordre quelconque, mais on demande de faire apparaître de façon
très visible dans les copies où commence chaque exercice.

Dans l'exercice \ref{exercise-on-finite-automata}, les différentes
questions dépendent les unes des autres : il est donc impératif de les
traiter dans l'ordre, et il est conseillé de vérifier soigneusement
chaque réponse avant de passer à la suite.  Dans
l'exercice \ref{exercise-on-context-free-grammars}, les questions
dépendent également les unes des autres, mais l'énoncé fournit toutes
les informations nécessaires pour permettre de traiter la suite si on
ne parvient pas à résoudre une question donnée.

\medbreak

L'usage de tous les documents (notes de cours manuscrites ou
imprimées, feuilles d'exercices, livres) est autorisé.

L'usage des appareils électroniques est interdit.

\medbreak

Durée : 1h30

Barème \emph{indicatif} : \textcolor{red}{à remplir}.

\ifcorrige
Ce corrigé comporte \textcolor{red}{à remplir} (page de garde incluse)
\else
Cet énoncé comporte \textcolor{red}{à remplir} (page de garde incluse)
\fi

\pagebreak


%
%
%

\exercice\label{exercise-on-finite-automata}

Dans cet exercice, on pose $\Sigma = \{a,b\}$.

On considère l'expression rationnelle $r$ suivante : $(ab|ba){*}$ (sur
l'alphabet $\Sigma$).  On appelle $L := L(r)$ le langage qu'elle
dénote.

(0) Donner quatre exemples de mots de $L$ et quatre exemples de mots
n'appartenant pas à $L$.

\begin{corrige}
Par exemple, les mots $\varepsilon$, $ab$, $ba$ et $abba$
appartiennent à $L$.  Les mots $a$, $b$, $aa$ et $aba$ n'appartiennent
pas à $L$.
\end{corrige}

(Il est vivement recommander d'utiliser, dans toute la suite de cet
exercice, les huit mots en question pour tester les réponses qu'on
proposera.  Les erreurs qui auraient dû être détectées de cette
manière seront plus lourdement sanctionnées.)

(1) Traiter l'une \emph{ou} l'autre des questions suivantes :
(i) construire l'automate de Glushkov $\mathscr{A}_1$ de $r$ ;
(ii) construire l'automate de Thompson de $r$, puis éliminer les
transitions spontanées de ce dernier : on appellera $\mathscr{A}_1$
l'automate ainsi obtenu.

(Dans les deux cas, on obtient le même automate $\mathscr{A}_1$, ayant
$5$ états.  La suite de l'exercice dépendant de cette question, on
conseille vérifier très soigneusement que $\mathscr{A}_1$ est correct.
À défaut de donner l'automate de Glushkov ou de Thompson, donner un
NFA reconnaissant $L$ apportera une partie des points.)

\begin{corrige}
L'automate $\mathscr{A}_1$ obtenu est le suivant :
\begin{center}
\begin{tikzpicture}[>=latex,line join=bevel,automaton]
\node (S0) at (0bp,0bp) [draw,circle,state,initial,final,accepting below] {$0$};
\node (S1) at (70bp,35bp) [draw,circle,state] {$1$};
\node (S2) at (70bp,-35bp) [draw,circle,state] {$2$};
\node (S3) at (150bp,35bp) [draw,circle,state,final] {$3$};
\node (S4) at (150bp,-35bp) [draw,circle,state,final] {$4$};
\draw [->] (S0) -- node[auto,near end] {$a$} (S1);
\draw [->] (S0) -- node[auto,below] {$b$} (S2);
\draw [->] (S1) -- node[auto,below] {$b$} (S3);
\draw [->] (S2) -- node[auto] {$a$} (S4);
\draw [->] (S3) -- node[auto,above,very near end] {$b$} (S2);
\draw [->] (S4) -- node[auto,very near end] {$a$} (S1);
\draw [->] (S3) to[out=135,in=45] node[auto,above] {$a$} (S1);
\draw [->] (S4) to[out=225,in=315] node[auto] {$b$} (S2);
\end{tikzpicture}
\end{center}
C'est l'automate de Glushkov.  Si on commence par construire
l'automate de Thompson, on obtient le suivant (à $12$ états) :
\begin{center}
\scalebox{0.70}{%
\begin{tikzpicture}[>=latex,line join=bevel,automaton]
\node (S0) at (0bp,0bp) [draw,circle,state,initial] {};
\node (S0u) at (60bp,0bp) [draw,circle,state] {};
\node (S0a) at (120bp,40bp) [draw,circle,state] {};
\node (S1) at (180bp,40bp) [draw,circle,state] {};
\node (S1u) at (240bp,40bp) [draw,circle,state] {};
\node (S3) at (300bp,40bp) [draw,circle,state] {};
\node (S0b) at (120bp,-40bp) [draw,circle,state] {};
\node (S2) at (180bp,-40bp) [draw,circle,state] {};
\node (S2u) at (240bp,-40bp) [draw,circle,state] {};
\node (S4) at (300bp,-40bp) [draw,circle,state] {};
\node (SF) at (360bp,0bp) [draw,circle,state] {};
\node (SFu) at (420bp,0bp) [draw,circle,state,final] {};
\draw [->] (S0) -- (S0u);
\draw [->] (S0u) -- (S0a);
\draw [->] (S0a) -- node[auto] {$a$} (S1);  \draw [->] (S1) -- (S1u);
\draw [->] (S1u) -- node[auto] {$b$} (S3);  \draw [->] (S3) -- (SF);
\draw [->] (S0u) -- (S0b);
\draw [->] (S0b) -- node[auto] {$b$} (S2);  \draw [->] (S2) -- (S2u);
\draw [->] (S2u) -- node[auto] {$a$} (S4);  \draw [->] (S4) -- (SF);
\draw [->] (SF) -- (SFu);
\draw [->] (SF) to[out=90,in=0] (210bp,70bp) to[out=180,in=90] (S0u);
\draw [->] (S0) to[out=270,in=180] (120bp,-70bp) -- (300bp,-70bp) to[out=0,in=270] (SFu);
\end{tikzpicture}
}
\end{center}
(où toutes les flèches non étiquetées sont des transitions spontanées,
c'est-à-dire qu'il faut les imaginer étiquetées par $\varepsilon$) qui
par élimination des transitions spontanées donne celui $\mathscr{A}_1$
qu'on a tracé au-dessus (les seuls états qui subsistent après
élimination des transitions spontanées sont l'état initial et les
quatre états auxquels aboutissent une transition non spontanée).
\end{corrige}

(2) Déterminiser l'automate $\mathscr{A}_1$ obtenu en (1).  On demande
un automate fini déterministe \emph{complet}.  On appellera
$\mathscr{A}_2$ l'automate déterministe en question.

\begin{corrige}
L'automate $\mathscr{A}_1$ est déterministe incomplet : il s'agit donc
simplement de lui ajouter un état « puits » pour le rendre complet, ce
qui donne l'automate $\mathscr{A}_2$ suivant :
\begin{center}
\begin{tikzpicture}[>=latex,line join=bevel,automaton]
\node (S0) at (0bp,0bp) [draw,circle,state,initial,final,accepting below] {$0$};
\node (S1) at (70bp,35bp) [draw,circle,state] {$1$};
\node (S2) at (70bp,-35bp) [draw,circle,state] {$2$};
\node (S3) at (150bp,35bp) [draw,circle,state,final] {$3$};
\node (S4) at (150bp,-35bp) [draw,circle,state,final] {$4$};
\node (Sink) at (220bp,0bp) [draw,circle,state] {$\bot$};
\draw [->] (S0) -- node[auto,near end] {$a$} (S1);
\draw [->] (S0) -- node[auto,below] {$b$} (S2);
\draw [->] (S1) -- node[auto] {$b$} (S3);
\draw [->] (S2) -- node[auto,below] {$a$} (S4);
\draw [->] (S3) -- node[auto,above,very near end] {$b$} (S2);
\draw [->] (S4) -- node[auto,very near end] {$a$} (S1);
\draw [->] (S3) to[out=135,in=45] node[auto,above] {$a$} (S1);
\draw [->] (S4) to[out=225,in=315] node[auto] {$b$} (S2);
\draw [->] (S1) -- node[auto,very near end] {$a$} (Sink);
\draw [->] (S2) -- node[auto,below,very near end] {$b$} (Sink);
\draw [->] (Sink) to[loop right] node[auto] {$a,b$} (Sink);
\end{tikzpicture}
\end{center}
\vskip-\baselineskip\vskip-1ex\strut
\end{corrige}

(3) Minimiser l'automate $\mathscr{A}_2$.  On appellera
$\mathscr{A}_3$ l'automate canonique ainsi obtenu.

(On obtient un automate ayant $4$ états.)

\begin{corrige}
L'algorithme de minimisation identifie les trois états finaux
($0,3,4$) de l'automate $\mathscr{A}_2$, ce qui donne
l'automate $\mathscr{A}_3$ suivant :
\begin{center}
\begin{tikzpicture}[>=latex,line join=bevel,automaton]
\node (S0) at (0bp,0bp) [draw,circle,state,initial,final,accepting below] {$0$};
\node (S1) at (70bp,35bp) [draw,circle,state] {$1$};
\node (S2) at (70bp,-35bp) [draw,circle,state] {$2$};
\node (Sink) at (140bp,0bp) [draw,circle,state] {$\bot$};
\draw [->] (S0) to[out=75,in=180] node[auto,near end] {$a$} (S1);
\draw [->] (S0) to[out=285,in=180] node[auto,below] {$b$} (S2);
\draw [->] (S1) to[out=270,in=15] node[auto,above] {$b$} (S0);
\draw [->] (S2) to[out=90,in=345] node[auto] {$a$} (S0);
\draw [->] (S1) -- node[auto,near end] {$a$} (Sink);
\draw [->] (S2) -- node[auto,below,near end] {$b$} (Sink);
\draw [->] (Sink) to[loop right] node[auto] {$a,b$} (Sink);
\end{tikzpicture}
\end{center}
\vskip-\baselineskip\vskip-1ex\strut
\end{corrige}

(4) Construire un automate $\mathscr{A}_4$ reconnaissant le langage $M
:= \Sigma^*\setminus L$ complémentaire de $L$.

\begin{corrige}
L'automate $\mathscr{A}_3$ étant un automate fini déterministe complet
reconnaissant $L$, il suffit de marquer finaux les états non-finaux et
vice versa pour obtenir l'automate $\mathscr{A}_4$ suivant :
\begin{center}
\begin{tikzpicture}[>=latex,line join=bevel,automaton]
\node (S0) at (0bp,0bp) [draw,circle,state,initial] {$0$};
\node (S1) at (70bp,35bp) [draw,circle,state,final,accepting above] {$1$};
\node (S2) at (70bp,-35bp) [draw,circle,state,final,accepting below] {$2$};
\node (Sink) at (140bp,0bp) [draw,circle,state,final,accepting below] {$\bot$};
\draw [->] (S0) to[out=75,in=180] node[auto,near end] {$a$} (S1);
\draw [->] (S0) to[out=285,in=180] node[auto,below] {$b$} (S2);
\draw [->] (S1) to[out=270,in=15] node[auto,above] {$b$} (S0);
\draw [->] (S2) to[out=90,in=345] node[auto] {$a$} (S0);
\draw [->] (S1) -- node[auto,near end] {$a$} (Sink);
\draw [->] (S2) -- node[auto,below,near end] {$b$} (Sink);
\draw [->] (Sink) to[loop right] node[auto] {$a,b$} (Sink);
\end{tikzpicture}
\end{center}
\vskip-\baselineskip\vskip-1ex\strut
\end{corrige}

(5) En appliquant à $\mathscr{A}_4$ la méthode d'élimination des
états, déterminer une expression rationnelle dénotant le langage $M$.

\begin{corrige}
Pour appliquer la méthode d'élimination des états, on commence par
modifier l'automate pour avoir un unique état initial $I$, qui ne soit
pas final, et qui n'ait aucune transition qui y aboutisse, et un
unique état final $F$, qui ne soit pas initial, et sans aucune
transition qui en part :
\begin{center}
\begin{tikzpicture}[>=latex,line join=bevel,automaton]
\node (SI) at (-70bp,0bp) [draw,circle,state,initial] {$I$};
\node (S0) at (0bp,0bp) [draw,circle,state] {$0$};
\node (S1) at (70bp,35bp) [draw,circle,state] {$1$};
\node (S2) at (70bp,-35bp) [draw,circle,state] {$2$};
\node (Sink) at (140bp,0bp) [draw,circle,state] {$\bot$};
\node (SF) at (210bp,0bp) [draw,circle,state,final] {$F$};
\draw [->] (SI) -- node[auto] {$\underline{\varepsilon}$} (S0);
\draw [->] (S0) to[out=75,in=180] node[auto,near end] {$a$} (S1);
\draw [->] (S0) to[out=285,in=180] node[auto,below] {$b$} (S2);
\draw [->] (S1) to[out=270,in=15] node[auto,above] {$b$} (S0);
\draw [->] (S2) to[out=90,in=345] node[auto] {$a$} (S0);
\draw [->] (S1) -- node[auto,near end] {$a$} (Sink);
\draw [->] (S2) -- node[auto,below,near end] {$b$} (Sink);
\draw [->] (Sink) to[loop above] node[auto] {$a|b$} (Sink);
\draw [->] (S1) to[out=15,in=135] node[auto,near end] {$\underline{\varepsilon}$} (SF);
\draw [->] (S2) to[out=345,in=225] node[auto,near end] {$\underline{\varepsilon}$} (SF);
\draw [->] (Sink) -- node[auto] {$\underline{\varepsilon}$} (SF);
\end{tikzpicture}
\end{center}
On élimine ensuite l'état $\bot$ :
\begin{center}
\begin{tikzpicture}[>=latex,line join=bevel,automaton]
\node (SI) at (-70bp,0bp) [draw,circle,state,initial] {$I$};
\node (S0) at (0bp,0bp) [draw,circle,state] {$0$};
\node (S1) at (70bp,35bp) [draw,circle,state] {$1$};
\node (S2) at (70bp,-35bp) [draw,circle,state] {$2$};
\node (SF) at (210bp,0bp) [draw,circle,state,final] {$F$};
\draw [->] (SI) -- node[auto] {$\underline{\varepsilon}$} (S0);
\draw [->] (S0) to[out=75,in=180] node[auto,near end] {$a$} (S1);
\draw [->] (S0) to[out=285,in=180] node[auto,below] {$b$} (S2);
\draw [->] (S1) to[out=270,in=15] node[auto,above] {$b$} (S0);
\draw [->] (S2) to[out=90,in=345] node[auto] {$a$} (S0);
\draw [->] (S1) to[out=15,in=135] node[auto,near end] {$\underline{\varepsilon}|a(a|b){*}$} (SF);
\draw [->] (S2) to[out=345,in=225] node[auto,near end] {$\underline{\varepsilon}|b(a|b){*}$} (SF);
\end{tikzpicture}
\end{center}
Puis les états $1$ et $2$ peuvent être éliminés simultanément :
\begin{center}
\begin{tikzpicture}[>=latex,line join=bevel,automaton]
\node (SI) at (-70bp,0bp) [draw,circle,state,initial] {$I$};
\node (S0) at (0bp,0bp) [draw,circle,state] {$0$};
\node (SF) at (210bp,0bp) [draw,circle,state,final] {$F$};
\draw [->] (SI) -- node[auto] {$\underline{\varepsilon}$} (S0);
\draw [->] (S0) -- node[auto] {$a(\underline{\varepsilon}|a(a|b){*})|b(\underline{\varepsilon}|b(a|b){*})$} (SF);
\draw [->] (S0) to[loop above] node[auto] {$ab|ba$} (S0);
\end{tikzpicture}
\end{center}
Et l'expression rationnelle finalement obtenue est la suivante :
\[
(ab|ba){*}(a(\underline{\varepsilon}|a(a|b){*})|b(\underline{\varepsilon}|b(a|b){*}))
\]
On pouvait aussi donner, entre autres choses :
\[
(ab|ba){*}(a|aa(a|b){*}|b|bb(a|b){*})
\]
(obtenue en éliminant les états $1$ et $2$ avant $\bot$).
\end{corrige}


%
%
%

\exercice\label{exercise-on-context-free-grammars}

On considère la grammaire hors-contexte $G$ d'axiome $S$ sur
l'alphabet $\Sigma = \{a,b\}$ donnée par
\[
\begin{aligned}
S &\rightarrow SaSbS\\
S &\rightarrow \varepsilon\\
\end{aligned}
\]

(1) Montrer que cette $G$ est ambiguë : pour cela, on exhibera deux
arbres d'analyse différents du mot $abab$.

\emph{Notation :} Si $w \in \Sigma^*$, on notera $|w|_a$ le nombre
total d'occurrences de la lettre $a$ dans le mot $w$, et de façon
analogue $|w|_b$ le nombre total d'occurrences de la lettre $b$ (on a
bien sûr $|w| = |w|_a + |w|_b$ puisque $\Sigma = \{a,b\}$).

On se propose, dans les quelques questions suivantes, de montrer que
le langage $L := L(G)$ engendré par la grammaire $G$ est l'ensemble
$M$ des mots $w \in \Sigma^*$ vérifiant les deux propriétés
suivantes :
\begin{itemize}
\item[(A)] $|w|_b = |w|_a$, et
\item[(B)] $|u|_b \leq |u|_a$ pour tout préfixe $u$ de $w$
\end{itemize}
(autrement dit, le nombre de $b$ de n'importe quel préfixe de $w$ est
inférieur ou égal au nombre de $a$, et pour le mot $w$ tout entier il
y a égalité).

(2) Expliquer pourquoi un mot $w \in \Sigma^*$ appartient à $L$ si et
seulement si $w = \varepsilon$ \emph{ou bien} $w$ s'écrit sous la
forme $w_1 a w_2 b w_3$ où $w_1,w_2,w_3$ appartiennent à $L$.  (On
pourra, par exemple, raisonner sur les arbres d'analyse.)

(3) Expliquer \emph{brièvement} pourquoi, si $w_1, w_2, w_3 \in
\Sigma^*$, alors tout préfixe du mot $w_1 a w_2 b w_3$ est d'une des
trois formes suivantes : (i) $u_1$ pour $u_1$ un préfixe de $w_1$,
(ii) $w_1 a u_2$ pour $u_2$ un préfixe de $w_2$, ou (iii) $w_1 a w_2 b
u_3$ pour $u_3$ un préfixe de $w_3$.  (On rappelle que le mot vide et
le mot tout entier comptent pour préfixes d'un mot.)

(4) Si $w_1, w_2, w_3 \in \Sigma^*$ vérifient tous les trois la
propriété (A) ci-dessus, montrer que c'est encore le cas de $w_1 a w_2
b w_3$.  Si $w_1, w_2, w_3 \in \Sigma^*$ vérifient tous les trois la
propriété (B) ci-dessus, montrer que c'est encore le cas de $w_1 a w_2
b w_3$ (on utilisera pour cela la question (3)).

(5) Déduire des questions (2) et (4) que tout mot de $L$ vérifie
(A) et (B).  (Autrement dit, on vient de montrer : $L \subseteq M$.)

(6) Soit $w$ un mot \emph{non vide} vérifiant (A) et (B) : montrer
qu'on peut écrire $w = av$ pour un certain $v \in \Sigma^*$ ; si $w'$
est le plus long préfixe de $v$ vérifiant (B), montrer que $w =
aw'bw''$ où $w'$ et $w''$ vérifient tous les deux (A) et (B).

(7) Déduire des questions (2) et (6) que tout mot vérifiant (A) et (B)
appartient à $L$.  (Autrement dit, on vient de montrer : $M \subseteq
L$.  On a donc $L = M$.)

(8) En notant $N = \{a^i b^j : i,j\in\mathbb{N}\}$ le langage défini
par l'expression rationnelle $a{*}b{*}$, et en utilisant la
description qu'on vient de trouver pour $L$ (comme l'ensemble des mots
vérifiant (A) et (B)), déterminer $L \cap N$.  Est-il rationnel ?

(9) Le langage $L$ est-il rationnel ?


%
%
%

\exercice

On rappelle la définition du problème de l'arrêt : c'est l'ensemble
$H$ des couples\footnote{Pour être rigoureux, on a fixé un codage
  permettant de représenter les programmes $e$, les entrées $x$ à ces
  programmes, et les couples $(e,x)$, comme des éléments
  de $\mathbb{N}$ (ou bien de $\Sigma^*$ sur un alphabet
  $\Sigma\neq\varnothing$ arbitraire).  Il n'est pas nécessaire de
  faire apparaître ce codage dans la description des algorithmes
  proposés, qui peut rester informelle.} $(e,x)$ formés d'un programme
(=algorithme) $e$ et d'une entrée $x$, tels que l'exécution du
programme $e$ sur l'entrée $x$ termine en temps fini.  On a vu en
cours que $H$ était semi-décidable mais non décidable.

On considère l'ensemble $H'$ des triplets $(e_1,e_2,x)$ tels que
$(e_1,x) \in H$ \emph{ou bien} $(e_2,x) \in H$ (ou les deux).
Autrement dit, au moins l'un des programmes $e_i$ termine en temps
fini quand on l'exécute sur l'entrée $x$.

(1) Montrer que $H'$ est semi-décidable.

\begin{corrige}
Considérons l'algorithme suivant : donné en entrée un triplet
$(e_1,e_2,x)$, on exécute en parallèle, en fournissant à chacun
l'entrée $x$, les programmes (codés par) $e_1$ et $e_2$ (au moyen
d'une machine universelle), et en s'arrêtant immédiatement si l'un des
deux s'arrête, et on renvoie alors « vrai ».  Manifestement, cet
algorithme termine (en renvoyant « vrai ») si et seulement si
$(e_1,e_2,x) \in H'$, ce qui montre que $H'$ est semi-décidable.
\end{corrige}

(2) Montrer que $H'$ n'est pas décidable.

\begin{corrige}
Supposons par l'absurde qu'il existe un algorithme $T$ qui
décide $H'$.  Soit $e'$ (le code d')un programme quelconque qui
effectue une boucle infinie (quelle que soit son entrée) : comme $e'$
ne termine jamais, un triplet $(e,e',x)$ appartient à $H'$ si et
seulement si $(e,x)$ appartient à $H$.  Considérons maintenant
l'algorithme suivant : donné en entrée un couple $(e,x)$, on applique
l'algorithme $T$ supposé exister pour décider si $(e,e',x) \in H'$ ;
comme on vient de l'expliquer, ceci équivaut à $(e,x) \in H$.  On a
donc fabriqué un algorithme qui décide $H$, ce qui est impossible,
d'où la contradiction annoncée.
\end{corrige}

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\end{document}