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%% This is a LaTeX document.  Hey, Emacs, -*- latex -*- , get it?
\documentclass[12pt,a4paper]{article}
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%\usepackage{ucs}
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% A tribute to the worthy AMS:
\usepackage{amsmath}
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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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    {\fontencoding{U}\fontfamily{manual}\selectfont\symbol{#1}}}
\newcommand{\dbend}{\manfntsymbol{127}}% Z-shaped
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% NOTE: compile dot files with
% dot2tex --figonly -f tikz --tikzedgelabels --graphstyle=automaton file.dot  > file.tex
\tikzstyle{automaton}=[>=stealth',initial text={},thick,every loop/.style={min distance=7mm,looseness=5}]
\tikzstyle{state}=[]
\tikzstyle{final}=[accepting by arrow]
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\begin{document}
\ifcorrige
\title{INF105\\Contrôle de connaissances — Corrigé\\{\normalsize Théorie des langages}}
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\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
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\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.

\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


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\exercice

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] {$\varepsilon$} (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] {$\varepsilon$} (SF);
\draw [->] (S2) to[out=345,in=225] node[auto,near end] {$\varepsilon$} (SF);
\draw [->] (Sink) -- node[auto] {$\varepsilon$} (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] {$\varepsilon$} (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] {$\varepsilon|a(a|b){*}$} (SF);
\draw [->] (S2) to[out=345,in=225] node[auto,near end] {$\varepsilon|b(a|b){*}$} (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] {$\varepsilon$} (S0);
\draw [->] (S0) -- node[auto] {$a(\varepsilon|a(a|b){*})|b(\varepsilon|b(a|b){*})$} (SF);
\draw [->] (S0) to[loop above] node[auto] {$ab|ba$} (S0);
\end{tikzpicture}
\end{center}
Et l'expression rationnelle finalement obtenue est la suivante :
\[
(ab|ba){*}(a(\varepsilon|a(a|b){*})|b(\varepsilon|b(a|b){*}))
\]
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}


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\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.

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

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\end{document}