Automates

Un système de transition est un graphe étiqueté T = 〈S,Lab,∆, I〉 avec : – S un ensemble d’états ;

– Lab un ensemble d’étiquettes ;

– ∆ ⊆ S ×Lab×S est la relation de transition, une transition (s,a, s′) ∈ ∆ est notée s_{−→ s}^a ′;

– I ⊆ S est l’ensemble des état initiaux.

Lab n’est pas nécessairement un alphabet fini ; il peut être, entre autres, un monoïde, un ensemble continu (’par exemple). . .

Exécutions. Une exécution dans le système de transition depuis un état s₀ est un chemin étiqueté dans T . La trace d’une exécution est le mot formé par la suite des étiquettes de ce chemin :

ρ= s0−→ s^a1 1−→ ...^a2 −→ s^an n tr(ρ) = a1··· an

On note fst(ρ) = s0le premier état deρet lst(ρ) = snson dernier état. Deux exécutions

ρetρ^′peuvent être concaténées enρ·ρ^′si lst(ρ) = fst(ρ^′).

L’ensemble des exécutions de T débutant dans un état s est noté Execs(A ). L’en-semble des exécutions de T dont le premier état est initial est noté simplement Exec(A ). La clôture réflexive transitive de ∆ est notée ⇒ : s=⇒ s^{w ′} s’il existe une exé-cution de s à s′de trace w.

Automates finis. Un automate fini (ou simplement un automate) est un système

de transition fini muni d’un ensemble d’états finaux. À ce titre il hérite des nota-tions définies pour les systèmes de transition. Formellement, A = 〈S,Lab,∆, I,F〉 où 〈S,Lab,∆, I〉 est un système de transition, S et ∆ sont finis et F ⊆ S est l’ensemble des états finaux.

Une exécution est acceptée par A si elle débute dans un état initial et termine dans un état final : s_{0∈ I et s}n∈ F. Un état s ∈ S est accessible (resp. co-accessible) s’il existe un état s′∈ I (resp. s^′∈ F) et un mot w tel que s^′=⇒ s (resp. s^w =⇒ s^{w ′}).

Le langage de A , noté L (A ) est l’ensemble des traces des exécutions acceptées par A . Un langage régulier sur un alphabet fini A est un langage accepté par un automate avec Lab = A. On peut considérer que A est émondé, c’est-à-dire que tout état est à la fois accessible et co-accessible, sans que cela ne change le langage accepté. Rappelons que tout langage régulier peut être accepté par un automate déterministe et complet : dans chaque état q et pour chaque lettre a ∈ Lab il existe un unique état s′tel que s_{−→ s}^a ′∈ ∆.

Transducteurs et relations rationnelles. Pour deux alphabets finis A et B, un

transducteur [Ber79, Sak03] de A∗vers B∗est un automate fini A avec Lab= A∗×B^∗. On peut voir un transducteur comme une machine qui transforme ses entrées (sur A) en sorties (sur B). L’étiquette (v, w) est parfois écrite (v|w). On note donc s−−→ s^{v|w ′} lorsque (s,(v, w), s′) ∈ ∆. On note également s==⇒ s^{v|w ′}lorsqu’un chemin étiqueté par v|w relie s à s′. Il faut remarquer que, comme évoqué précédemment, la concaténation de A∗× B^∗est celle utilisée dans le transducteur.

Le langage de A est alors une relation rationnelle M ⊆ A∗× B^∗. Ainsi, pour un mot v ∈ A∗, l’image de v par M est M (v) = {w ∈ B∗| (v, w) ∈ M }. De même, M⁻¹(w) = {v ∈ A∗| (v, w) ∈ M } est l’image inverse du mot w ∈ B^∗ par M . La relation M (resp. M⁻¹) est étendue aux langages sur A (resp. B). Ainsi, Im(M ) = M (A∗) est l’image de M et Dom(M ) = M−1(B∗) est son domaine. Si Dom(M ) = A∗, on dit que M est complet.

L’image et le domaine d’une relation rationnelle sont des langages réguliers. La composition de deux relations M ⊆ A∗×B^∗et M′⊆ B^∗×C^∗est notée M ·M′⊆ A^∗×C^∗. La composition de deux relations rationnelles, l’inverse d’une relation rationnelle, sont des relations rationnelles.

Lorsque M (u) est un singleton, il est identifié, abusivement, avec son unique élé-ment. Si M (u) est soit vide, soit un singleton, la relation M est fonctionnelle (on dit aussi que M est une fonction rationnelle) ; le transducteur A est alors fonctionnel.

L’identité sur A est la relation Id(A) = {(w,w) | w ∈ A∗}.

Automates avec probabilités. Un automate sous-stochastique est un automate

fini où la relation de transition est munie d’une loi de sous-probabilité. Dans un état, la transition suivante est choisie aléatoirement selon cette sous-distribution. Ce mo-dèle se rapproche de celui de Segala [Seg95], bien que le formalisme utilisé ici ne contienne pas de non déterminisme. La transition comportant à la fois l’étiquette et l’état atteint, ce modèle s’apparente plus à une chaîne de Markov [Mar06] étiquetée qu’à un processus de décision Markovien [Bel57]. De même, la condition d’acceptation est définie de manière stochastique : dans un état, l’exécution peut s’arrêter on non. On introduit pour modéliser cette terminaison un nouveau symboleX.

Un automate sous-stochastique (SA) est un quadruplet A = 〈S,Lab,∆, sI〉 où – S est un ensemble fini d’états ;

– Lab est un ensemble fini d’étiquettes ;

– ∆ : S →„((Lab× S)⊎{X}) est une fonction telle que pour chaque état s ∈ S, ∆(s) est une sous-distribution sur les paires de lettres et d’état (Lab×Q)⊎{X} :

X

x∈(Lab×Q)⊎{X}∆(s)(x) ≤ 1; – s_{I∈ S est l’état initial.}

Dans chaque état, la fonction ∆ définit le poids de chaque transition sortante. Un au-tomate probabiliste (FPA) est un auau-tomate sous-stochastique pour lequel, pour chaque état s ∈ S, ∆ est une distribution :

X

x∈(Lab×Q)⊎{X}∆(s)(x) = 1

et de chaque état il existe un chemin de probabilité non-nulle vers l’action X. Par exemple sur la figure 2.1, l’automate A2 est un automate probabiliste, tandis que l’automate A3 est un automate sous-stochastique.

a,¹₂

b,¹₄

X,¹₄ X,1

(a) L’automate probabiliste A₂.

a,¹₂

X,¹₄ (b) L’automate

sous-stochastique A3. FIGURE2.1: A3 est la restriction de A2à a∗.

Il y a un seul état initial dans ces automates car tout le non déterminisme est abstrait dans les probabilités.

On note s →µsi ∆(s) =µet s_{−→ s}^a ′siµ(a, s′) > 0. De plus, on note s ·Xsiµ(X) > 0 ; dans ce cas s est dit final.

Avec ces notations, on obtient un automate fini Unprob(A ). On définit donc les exécutions et les notations associées de la même manière que dans les systèmes de transition.

On appelle exécution totale une exécution qui se termine parX. On note TExec(A ) (resp. TExecs(A )) les exécutions totales de A (resp. qui commencent en s). Le langage de A est donc L (A ) = tr^¡TExecsI(A )^¢.

L’ensemble des exécutions totales commençant dans sIest muni d’une loi de sous-probabilités définie inductivement par

P_A(s ·X) = µ(X)

P_A(s_−→^a ρ) = µ(a, s′) ·PA(ρ)

où s →µ et fst(ρ) = s′. Cette loi devient une loi de probabilités lorsque A est un automate probabiliste. En effet, dans ce cas tout chemin dans l’automate peut être prolongé en une exécution totale, c’est-à-dire atteindre le symboleX. On a donc bien

P(TExec(A )) = 1.

Automates temporisés. Un automate temporisé est un automate fini muni

d’hor-loges évoluant toutes à la même vitesse et interprétées sur’_≥0[AD90, AD94]. Les horloges mesurent le temps qui s’écoule, et peuvent être testées et remises à zéro.

Les horloges de X peuvent être remises à zéro par des mises à jour de la forme x := 0. L’ensemble U0(X ) est formé de conjonctions de remises à zéro ou d’absence d’affectation (x := x, souvent omises). Un élément u ∈ U0(X ) peut donc être écrit V

x∈Xx := Cx où Cx∈ {0, x}. On note C0(X ) est l’ensemble des conditions formées de conjonctions de contraintes de la forme x + b ⊲⊳ 0 où b est une constante rationelle et ⊲⊳∈ {<,≤,=,≥,>} est un opérateur de comparaison. Les mises à jour et les conditions sont généralisées avec des expressions linéaires (voir chapitre 5).

Un automate temporisé (TA) est un sextuplet A = 〈S,Lab, X,∆, sI, F〉 où – S est un ensemble fini d’états ;

– Lab est un ensemble fini d’étiquettes ; – X est un ensemble fini d’horloges ;

– ∆ ⊆ S×C0(X )×(Lab⊎{ε})×U0(X )×S est la relation de transition : chaque tran-sition est composée d’un état source, d’une garde (une condition sur X ), d’une

étiquette, de remises à zéro, et d’un état cible ; une transition (s, g, a, u, s′) ∈ ∆ est aussi notée s_{−−−→ s}^g,a,u ′.

– sI∈ S est l’état initial ;

– F ⊆ S est l’ensemble des états finaux.

Une valuation des horloges est une fonction v : X →’_≥0qui associe à chaque horloge sa valeur. La valuation 0 désigne la valuation où toutes les horloges valent 0.

Lorsque v(x) ⊲⊳ 0, on écrit v Í x ⊲⊳ 0 ; cette notation s’étend aux conditions (en tant que conjonctions de telles contraintes). Pour une mise à jour u =^Vx∈Xx := Cx, pour toute horloge x ∈ X, la valuation en x, v[u](x) est donnée par v[u](x) = v(x) si Cx= x et v[u](x) = 0 si Cx= 0. Pour d ∈’_≥0, la valuation v + d est définie, pour x ∈ X, par (v + d)(x) = v(x)+ d.

Les transitions ne peuvent être franchies que lorsque la garde est satisfaite. Entre deux transitions, le temps s’écoule à la même vitesse dans toutes les horloges. Ainsi, la sémantique d’un automate temporisé est un système de transition temporisé, c’est-à-dire dont les transitions peuvent être étiquetées par une lettre (ouε) ou par un délai de temps à valeur réelle. Les états de ce système gardent non seulement l’état dans lequel se trouve l’automate mais aussi la valeur des horloges. La sémantique de A est donc le système infini (non dénombrable) TA = 〈ST,Lab⊎{ε}⊎’_≥0,∆T, I_{T〉 défini} de la façon suivante. Les états de TA sont les configurations de A : une paire (s, v) où s ∈ S est un état de l’automate et v une valuation sur X ; donc ST = S ג_≥0^X . La configuration initiale d’un automate temporisé est (s_I,0), c’est-à-dire I_{T = {(sI},0)}. Les transitions de ∆T se divisent en deux types : les pas de temps qui correspondent à des délais, et les pas discrets qui correspondent au franchissement d’une transition. Soit (s, v) une configuration de A . Un pas de temps de durée d pour d ∈’_≥0 est une transition (s, v)_{−→ (s, v + d) ∈ ∆}^d _T. Si s_{−−−→ s}^g,a,u ′ ∈ ∆ et que v Í g, le pas discret correspondant dans TA est la transition (s, v)_{−→ (s}^a ′, v[u]) ∈ ∆T.

Une exécution de l’automate temporisé A est un chemin sur TA qui alterne pas temporisés (potentiellement de durée nulle) et pas discrets. Comme dans le cas non-temporisé, Exec(A ) désigne l’ensemble des exécutions de A (elles démarrent toutes en (sI,0)). Une exécution est acceptée si elle se termine dans une configuration (s, v) avec s ∈ F. Pour une exécution

ρ= (s0, v₀) ^d0

−→ (s0, v_{0+ d0}) ^a0

−→ (s1, v₁)···(sn, v_n) ^dn

−−→ (sn, v_{n+ dn}) ^an

−→ (sn+1, v_n+1), le mot temporisé associé est (a₀,τ₀)···(an,τn) où les transitions étiquetées parεsont enlevées et pour i ∈ {0,..., n}, τi=Pi

j=0dj. Ainsi, dans un mot temporisé, à une éti-quette de Lab est associée la date à laquelle elle apparaît. Le langage temporisé de A , aussi noté L (A ), est l’ensemble des mots temporisés générés par les exécutions acceptantes de A . L’ensemble des langages acceptés par un automate temporisé est noté TL. On note Untimed(L (A )) le langage non temporisé de A , qui est la projec-tion sur Lab∗de L (A ). Pour une exécution finieρ, la durée deρ, notée Dur(ρ), est la somme des durées de tous les pas de temps le long deρ. La longueur deρ, notée |ρ|, est le nombre de pas discrets franchis le long deρ.

Par exemple, l’automate temporisé A4 de la figure 2.2, introduit par [AD94] ac-cepte le mot (a,1)(b,1.875)(a,2)(b,2.7)(a,3)(b,3.375)(a,4)(b,4.225) par l’exécution

sui-vante, où chaque tuple représente (s, v(z), v(y)) :

(q₀,0,0)_{−→ (q}¹ ₀,1,1)_{−→ (q}^a ₁,0,1)_{−−−→ (q}^0.875 ₁,0.875,1.875)_{−→ (q}^b ₂,0.875,0)_−−−→^0.125

(q₂,1,0.125)_{−→ (q}^a ₃,0,0.125)_{−−→ (q}^0.7 ₃,0.7,0.825)_{−→ (q}^b ₂,0.7,0)_{−−→ (q}^0.3 ₂,1,0.3)_−→^a

(q₃,0,0.3)_{−−−→ (q}^0.375 ₃,0.375,0.675)_{−→ (q}^b ₂,0.375,0)_{−−−→ (q}^0.625 ₂,1,0.625)_−→^a

(q₃,0,0.625)_{−−−→ (q}^0.225 ₃,0.225,0.85)_{−→ (q}^b ₂,0.225,0).

Cette exécution peut aussi être représentée dans le plan comme sur la figure 2.3

q₀ z = 1, a, z := 0 q₁ 0 < z < 1, b, y := 0 q₂ q₃

z = 1, a, z := 0

0 < z ∧ y < 1, b, y := 0 FIGURE2.2: Un automate temporisé A4.

z y 0 0 0.25 0.5 0.75 1 0.25 0.5 0.75 1 1.25 1.5 1.75 2

Temps écoulé dans q₀. Temps écoulé dans q₁. Temps écoulé dans q₂. Temps écoulé dans q₃.

FIGURE2.3: Valeurs des horloges dans une exécution de A4.

L’une des principales caractéristiques d’un automate temporisé est qu’il peut être transformé en un automate fini (non temporisé) équivalent du point de vue des lan-gages non temporisés [AD94]. Cette abstraction dite des régions se base sur le fait

qu’il est suffisant de connaître non pas la valeur exacte des horloges, mais leur valeur relativement aux constantes auxquelles elles sont comparées dans les gardes ainsi que les positions relatives de leurs parties fractionnaires.