Comme
r
1=u
1 appartientàtop
1(
Dom(R
(V
ℓ0)))
,ilsuitqueu
0appartientaussiàtop
1(
Dom(R
(V
ℓ0)))
.Ilexistedonunepilet
′∈X
telleque(s·t
1,s·t
′)∈ R
(V
ℓ0)
. Don(s·t,s·t
′)
appartientàS
etpardénition deS
,t
1=t
′1=u
0 ett
′2=u
1.Par lefait2
etpardénition dek
0,il suitqueR
(V
ℓ0)(s
0)
est inni. Cequi ontredit ladénition deS
.Cas
s
′= [s
1, . . . ,s
p]
2 pour un ertainp≤ |s|
.La pile
s·t
appartient aussi àR
ℓ0 ets
′ appartient àR
(U
ℓ0)(s·t)∩T
Wℓ 0. Il suit don que
[s·t,s·r
1]
3 que appartientS
; e qui amène laontradition.4.7 Caratérisation par dénissabilité logique
Danseparagraphe,nousonsidéronsungrapheanoniqueassoiéauxpiles de niveau
k
ave le jeux d'opérationsOps
k. Ce graphe, notéGStacks
k, a pour sommets lespiles de niveauk
surΓ
et est étiqueté par l'ensemble d'instrutionsΣ
k= Γ∪[1,k−1]
. Pour larier notreprésentation, nous xons un alphabetde pileΓ
égal à{a,b}
.GStacks
k={(s,i,R(i)(s)|s∈Stacks
k(Γ)
eti∈Σ
k}.
Auniveau
1
,GStacks
1 estisomorphe àl'arbrebinaireompletétiquetéparΓ
.La gure4.10présentelegrapheGStacks
2.Ilestaisé devérierquepourtoutk ≥1
,GStacks
k+1= Treegraph(GStacks
k,k)
.De plus,pour touteopérationρ∈Ops
k,il existeuneformulemonadiqueϕ
ρ(x,y)
tellequepourtoutespiless
ets
′∈Stacks
k,GStacks
k|= ϕ
ρ[s,s
′]
si et seulement siρ(s)
est dénie et égale às
′. Il est alors immédiatque les ensembles rationnels de piles de niveauk
sont dénissables en logique monadique surGStacks
k (i.e. pour toutR ∈
Ratk, il existe une formule monadiqueϕ
R telle queR
soit égal à l'ensemble{s ∈ Stacks
k| GStacks
k|=
ϕ
R(s)}
.Danse paragraphe,nousétablissonslaréiproque:lesensembles dénissable en logique monadiquesur
GStacks
k sont des ensembles rationnels de piles de ni-veauk
.Auniveau1
,ettepropriétédéouledelaaratérisationdelalogiquemo-[ mo-[ ] ]2 [ [a] ]2 [ [b] ]2 [ [aa] ]2 [ [ab] ]2 [ [ba] ]2 [ [bb] ]2 [ [ ] [ ] ]2 [ [ ] [a] ]2 [ [ ] [b] ]2 [ [ ] [aa] ]2 [ [ ] [ab] ]2 [ [ ] [ba] ]2 [ [ ] [bb] ]2 [ [a] [ ] ]2 [ [a] [a] ]2 [ [a] [b] ]2 [ [a] [aa] ]2[ [a] [ab] ]2[ [a] [ba] ]2 [ [a] [bb] ]2 a b b b a a 1 a b b b a a 1 a b b b a a
Fig. 4.10 Le graphe
GStacks
2.ette propriété à tout niveau
k ≥2
, il est néessaire de onsidérer un arbre a-noniqueassoiéauxpiles de niveauk
. CetarbrenotéTStacks
ketses propriétés sont présentées dans le sous-paragraphe 4.7.1. Le sous-paragraphe 4.7.2 établit que les ensembles MSO-dénassables sur le grapheGStacks
k sont les ensembles deRatk.Àl'aidedeerésultat,nousétablissonsquelesrelations(binaires) MSO-dénissables surGStacks
k sont lesrelations préxes-reonnaissables de niveauk
(f.paragraphe4.5).Enndanslesous-paragraphe4.7.3,nousétendonslelemme des bases de Rabin(f. théorème 1.4.10) àtous lesgraphes
GStacks
k.4.7.1 L' arbre
TStacksk
L'arbreleplusnaturelassoiéauxpilesdeniveau
k
,notéTStacks
k,est l'arbre déterministeétiquetéparΓ
ok ayant pour rainelapilevidede niveau
k
et telque pour toute piles∈Stacks
k l'étiquettedu hemin partant de la pilevide às
soit lasuite réduite des
.Formellement,l'arbreTStacks
k est déni par:TStacks
k={(s,γ,s
′|s,s
′∈Stacks
k,γ ∈Γ
ok et
ρ
s′=ρ
sγ}.
Par uniité de la suite réduite (f. proposition 4.1.9),
TStacks
k est un arbre dé-terministe de raine[ ]
k.Pour tout niveau
k ≥ 1
, l'arbreTStacks
k peut s'interpréter dans le grapheGStacks
k et vieet versa.Proposition4.7.1. Pourtout niveau
k≥1
,il existedeuxinterprétations mona-diquesI
k etJ
k tellequeGStacks
k=I
k(TStacks
k)
etTStacks
k=J
k(GStacks
k)
. Démonstration. Soitk ≥ 1
. Considérons l'interprétationI
k= (ϕ
γ(x,y))
γ∈Σk où pour toutγ ∈ Σ
k,ϕ
γ(x,y) = x −→
γy∧ y −→
γx
. Il est aisé de vérier queGStacks
k=I
k(TStacks
k)
.Considérons l'interprétation
J
k= (ϕ
γ(x,y))
γ∈Γok oùpour tout
γ ∈Γ
ok,
ϕ
γ(x,y) = ∃r, ψ(r)∧W
γ′6=γ∈Γo kr
Red γ′ k=⇒ x∧x−→
γy
ϕ
γ(x,y) = ∃r, ψ(r)∧W
γ′6=γ∈Γo kr
Red γ′ k=⇒ x∧y−→
γx
ave
γ ∈ Σ
k,ψ(x)
une formule monadique dénissant la pile vide de niveauk
dans
GStacks
k etoùRed
γk′ désignel'ensemblerationnelRed
k réduitaux suitesse terminantpar l'instrutionγ
′ ouvides. Onvérie queTStacks
k=J
k(GStacks
k)
.Une onséquene immédiate de ette proposition et de la proposition 3.1.3 est que les ensembles dénissables en logique monadiquedans
GStacks
k etdansTStacks
k oïnidents. Il en va de même pour les relations dénissables dans es deux graphes.Nousprésentons maintenantune série de transformationsde graphes permet-tantd'obtenir
TStacks
k+1 àpartirdeTStacks
k.Cetteonstrutionest unesimple adaptation du lemme 3.3.2.Lemme 4.7.2. Il existe une substitution nieinverse
h
−1 et une restrition mo-nadiqueR
telles queTStacks
k+1≈ R(Unf(h
−1(TStacks
k),[ ]
k)).
Démonstration. Considérons lasubstitution
h
−1 dénie pour toutc∈Γ
ok
∪ {k}
, par:h
1(γ) = {γ} γ ∈Γ
o kh
1(k) = {ε}
Pour tout ar
(s,γ,s
′)
étiqueté parγ ∈ Γ
ok, l'appliation de
h
−1 onserve et ar et rajoutel'ar inverse(s
′,γ,s)
étiquetéparγ
.Larestritionmonadique
R
ne onservequelessommetsaessiblesdepuisla raine par un hemindont l'étiquette ne ontient pas de fateurs de laformeγγ
pour
γ ∈Γ
ok.
4.7.2 MSO-dénissabilité sur
GStacksk
.La proposition4.7.2 permet d'utiliserles résultats du hapitre 3 pour dénir lesensembles dénissables en logique monadique sur
TStacks
k+1 en fontion des ensembles dénissables en logiquemonadique surTStacks
k.Proposition4.7.3. Lesensemblesdénissablesenlogiquemonadiquesur
TStacks
ksont des ensembles rationnels de Ratk.
Démonstration. Lapreuve proèdepar indution sur le niveau
k ≥1
. Au niveau1
,erésultatsedéouledu théorème1.4.10.Supposonslerésultatvraiauniveauk≥1
. Montrons qu'ilest vraiau niveauk+ 1
.Parlelemme4.7.2,ilexisteunesubstitutionnieinverse
h
−1 etunerestrition monadiqueD= (δ(x))
tellesque:TStacks
k+1≈ D(Unf(h
−1(TStacks
k),[ ]
k)).
Soit
ϕ(x)
une formulemonadique. Considérons lemarquagemonadiqueM
asso-iant laouleur$
auxsommets satisfaisant laformuleϕ(x)∧δ(x)
. Par la propo-sition 3.4.4, il existe un oloriage monadiqueM
′= (ϕ
c(x))
c∈C pour un ertain sous-ensembleC ⊆ Θ
et un oloriage rationnelµ
déni parµ($) = R
pourR∈
Rat(Γ
ok
∪ {k} ∪C)
∗tels que:
M(Unf(h
−1(TStacks
k))) =µ
[ ]k(Unf(M
′(h
−1(TStacks
k)))).
Il existe un oloriagemonadique
M
′′= (ψ
c(x))
c∈C telqueM
′(h
−1(TStacks
k)) =
h
−1(M
′′(TStacks
k))
. Par hypothèse de réurrene, pour toutc ∈ C
, l'ensembleR
c= {s ∈ Stacks
k| TStacks
k|= ψ
c[s]}
est un ensemble rationnel de piles de niveauk
. Considérons lelangageR
′ dans Rat(Γ
ok
∪ {k} ∪ {T
Rc|c∈C})
obtenu en remplaant dansR
les ourenes dec
parT
Rc pour toutc ∈ C
. Il est aisé de vérier que l'ensembleS = {s ∈ Stacks
k+1| TStacks
k+1|= ϕ[s]}
est égal àR(R
′)([ ]
k+1)
.Parlaproposition4.7.1, ilsuit que lesensembles dénissables dans
GStacks
ksont des ensembles rationnels de piles de niveau
k
. Comme nous l'avons déjà mentionné, lesensembles rationnels de Ratk sont dénissables dansGStacks
k. Théorème4.7.4. LesensemblesdénissablesenlogiquemonadiquesurGStacks
ksont les ensembles de Ratk.
Nous pouvons grâe à e résultat et à la proposition 3.2.1 donner une a-ratérisation des relations dénissables dans
GStacks
k. Pour le niveau1
, ette aratérisationa été établiedans [Bar97℄.Théorème4.7.5. Les relationsdénissablesenlogiquemonadique sur
GStacks
kDémonstration. Par dénition de PRk, pour toute relation
R ∈
PRk, il il existe une formulemonadiqueϕ
R(x,y)
telleque pour toutepiless,s
′∈Stacks
k,(s,s
′)∈
R
si etseulement siGStacks|=ϕ
R[s,s
′]
.Pourlaréiproque,ilsutd'établirquelesrelationsdénissablesdans
TStacks
kappartiennentàPRk.Soit
ϕ(x,y)
uneformulemonadique.Parlaproposition3.2.1, il existe un oloriage monadiqueM
′= (ϕ
c(x))
c∈C pour un ensembleniC ⊂ Θ
et un ensemble
R
dans Rat(Γ
ok
∪C)
∗tels quepour toutes piles
s,s
′∈Stacks
k,TStacks
k|=ϕ[s,s
′]⇔s=
R⇒s
′.
Parlethéorème4.7.4,pourtout
c∈C
l'ensembleR
c={s ∈Stacks
k|TStacks
k|=
ϕ
c[s]}
appartientàRatk.ConsidéronslelangageR
′ dans Rat(Γ
ok
∪ {T
Rc|c∈C})
obtenu en remplaçantdans
R
les ourenes dec
parT
Rc pour toutc∈C
. Nous avons pour toutes piless,s
′∈Stacks
k,s=
R⇒s
′⇔ s
′∈ R(R
′)(s).
La relationdénie par laformule
ϕ(x,y)
surTStacks
appartient àPRk.4.7.3 Séletion sur
GStacksk
.Dansesous-paragraphe,nousétablissonsquelesgraphes
GStacks
kpossèdent lapropriété de séletion. Ce résultata été obtenu par Fratani dans [Fra05℄. Théorème 4.7.6 ([Fra05℄). Pour toutk ≥ 1
, le grapheGStacks
k possède la propriété de séletion.Démonstration. La preuve proède par réurrene sur le niveau
k ≥ 1
. Comme nous l'avons mentionnédans leparagraphe1.4.6,l'arbrebinaireompletpossède lapropriétéde séletion; e quiétablitleas de base.Supposonsquelapropriété est vrai auniveauk
etmontrons quelle est vraie auniveauk+ 1
.Par la proposition 3.5.2 et la proposition 4.7.1, nous avons que
GStacks
kpossède la propriété de séletionsi et seulement si
TStacks
k la possède. Par hy-pothèse de réurrene,TStacks
k satisfait la propriété de séletion. Par la pro-position 3.5.3,Treegraph(TStacks
k,k)
possède la propriété de séletion. Par la proposition 3.4.1 et la proposition 4.7.1, il existe deux interprétations mona-diquesI
etJ
telles queTreegraph(TStacks
k,k) ≈ I(Treegraph(GStacks
k,k))
etJ(Treegraph(TStacks
k,k)) ≈ Treegraph(GStacks
k,k))
. Rappelons que que nous avons l'égalitéTreegraph(GStacks
k,k) = GStacks
k+1. Par la proposition 3.5.2,Enombinantlesthéorèmes 4.7.4et4.7.6,nousobtenons l'extensionsuivante du théorème 1.4.10 auxgraphes
GStacks
k.Théorème 4.7.7. Pourtout