CFS pour les automates A n

Nous allons définir, pour un entier naturelnfixé, des systèmes de CFS particuliers pour les automates triangulaires_An qu’on noteZ(An). On noteCFSZ(n)l’ensemble de tous les

Z(An). Chaque systèmeZ(An)∈CFSZ(n)donne un automate fini_CZ(An)non-déterministe sansε-transition ayantn+ 1états dont un ou plusieurs initiaux.

Sans perte de généralité et dans le but de faciliter les notations et l’écriture des preuves, dans tout ce qui suit nous associons l’état fictif#, distinguant les états finaux, au nombre

3.2. Automates triangulaires_An 59 Il est facile de voir que le langageL(E_n)est exactement le langage reconnu par l’automate ayantn+ 2états dont un seul initial et un seul final(Q,Σ, I, δ, F)défini par :

– Σ ={1,2, . . . , n}, – Q= Σ∪ {0, n+ 1}^, – I ={0}, – F ={n+ 1}, – δ ={(p, q, q)∈Q×Σ×Q | q > p}^. 0 1 1 2 3 2 3 2 3 3 0 1 2 3 0 1 2 3 1 2 3 2 3 3

FIGURE3.7 – L’automate ayant un seul état final équivalent à_A2plus sa table de transition.

0 1 1 2 3 4 2 3 4 2 3 4 3 4 4 0 1 2 3 4 0 1 2 3 4 1 2 3 4 2 3 4 3 4 4

FIGURE3.8 – L’automate ayant un seul état final équivalent à_A3plus sa table de transition. Pour mieux comprendre les systèmesZ(An), nous allons expliquer comment on peut les obtenir à partir de la table de transition de l’automate ayant un seul état final équivalant à l’automate triangulaire_An. Cette table de transition, notée Mn+2, est une matrice carrée

(n+ 2)×(n+ 2)triangulaire supérieure dont la première diagonale constitue l’ensemble

{1,2, . . . , n, n + 1}^{. La case} Mⁿ⁺²[i, j] correspond à une transition de l’état i vers l’état j

étiquetée par la valeur de cette case. Choisissons d’abord un élément quelconque de la dia-gonale, disonsk. Ce choix divise la matrice en trois parties :

1. Un blocB_kde surface rectangulaire maximale de(n−k+ 2)×k. Il possède l’élément

Mn+2[k−1, k]comme coin inférieur gauche etMn+2[0, n+ 1]comme coin supérieur droit. Ce bloc est en fait associé à l’ensemble_{k, k+ 1, . . . , n, n+ 1}qui fera partie de la décomposition de chaque étatqinférieur ou égalk−1.

2. Une sous-matrice triangulaire supérieureMk

a de taillek×k.

3. Une sous-matrice triangulaire supérieureM_b^n−k+2de taille(n−k+ 2)×(n−k+ 2). Donc l’idée est de choisir d’abord un élément sur la première diagonale. Ensuite, à partir de cet élément, on crée un bloc rectangulaire de surface maximale dont le coin inférieure gauche est l’élément choisi :

FIGURE3.9 – Décomposition en trois éléments.

L’étape suivante consiste à réitérer ce découpage1 sur les deux sous-matrices triangu-laires en résultant, en choisissant un élément quelconque de la diagonale de chacune de ces deux sous-matrices. Ainsi, ce processus de décomposition est répété jusqu’à épuisement de tous les éléments de la diagonale de la matrice initiale (la table de transition). À la fin de ce procédé, tous les éléments de la table de transition sont regroupés en blocs.

Exemple 24. Dans cet exemple on montre deux exemples de système de partitionsCFSZ

associés à deux découpages en blocs de la matrice de transition de l’automate triangulaire

A3: dec(0) = { { ^{1 , 2 , 3 , 4} } } dec(1) = { { 2 _} , _{ 3 , 4 _{} }} dec(2) = { { ^{3 , 4} } } dec(3) = { { ⁴ } } 0 : 1 2 3 4 1 : 2 3 4 2 : 3 4 3 : 4 dec(0) = { { ¹ } ^, { ^{2 , 3 , 4} } } dec(1) = { { ^{2 , 3 , 4} } } dec(2) = { { 3 , 4 _{} }} dec(3) = { { ⁴ } } 0 : 1 2 3 4 1 : 2 3 4 2 : 3 4 3 : 4

L’algorithme 2 résume la construction effective d’un système de décompositionCFSZtel

3.2. Automates triangulaires_An 61

FIGURE3.10 – Voici un exemple plus détaillé qui montre toutes les étapes d’une décomposi-tion possible enCFSZpour l’automate triangulaire_A6.

que décrit ci-dessus. Algorithme 2 :CFSZ_ Itératif(n) Require: n∈N Ensure: Z(An) 1: Q← {0,1,2,3,4, . . . , n} 2: fori=0tondo 3: follow(i)← {j∈Q|j > i} ∪ {n+ 1} 4: dec(i)←φ 5: Q_i ←φ 6: end for 7: fori=0tondo 8: ChoisirjdansQ 9: Q←Q\ {j} 10: Q_j ←follow(j) 11: for allk∈Qdo 12: if(Q_j ⊆follow(k))then 13: dec(k)←dec(k)∪ {Q_j} 14: follow(k)←follow(k)\Q_j 15: end if 16: end for 17: end for

On remarque qu’il s’agit d’un algorithme non-déterministe. En effet, les différentes choix possibles des valeurs dejsur la ligne 8 de l’algorithme conduisent à des systèmes de parti-tionsCFSZdifférents (la ligne 8 correspond au choix d’un élément sur la première diagonale de la table de transitions).

Notre façon de construire un système de décompositionCFSZ, basée sur un découpage particulier de la matrice de transition, peut être décrite aussi par un algorithme récursif.

Algorithme 3 :CFSZ_ Récursif(n₁, n₂)

Require: n₁, n₂ ∈N

Ensure: Z(An)pourn₁= 0etn₂ =n

1: ifn1 ≤n2then

2: Choisir un entierjentren₁etn₂,j ∈ {n₁, . . . , n₂}

3: Q_j ← {j+ 1, . . . , n₂+ 1} 4: fork=n1tojdo 5: dec(k)←dec(k)∪ {Q_j} 6: end for 7: CFSZ_ Récursif(n1, j−1) 8: CFSZ_ Récursif(j+ 1, n₂) 9: end if

L’algorithme 3 est une version récursive de l’algorithme 2. Son premier appel est effectué parCFSZ_ Récursif(0, n)qui correspond au découpage de la totalité de la table de transition. L’appelCFSZ_ Récursif(n₁, n₂)correspond au découpage de la sous-matrice carrée dont la première diagonale est[n₁· · ·n₂], le segment diagonal qui est entre la caseMn+2[n₁−1, n₁]

3.2. Automates triangulaires_An 63 et la caseMⁿ⁺²[n₂−1, n₂].

Là aussi, on remarque qu’il s’agit d’un algorithme non-déterministe. En effet, les dif-férentes choix possibles des valeurs de j sur la ligne 2 de l’algorithme conduisent à des systèmes de partitionsCFSZdifférents (la ligne 2 correspond au choix d’un élément sur la première diagonale de la table de transitions).

Il est clair que notre manière de construire un systèmeCFSZ, en particulier celle décrite par le processus de découpage récursif de l’algorithme 3, peut être représentée par un arbre binaire. La racine de cet arbre correspond à la table de transition (représentée sous forme d’une matrice carrée). Le fils gauche et le fils droit de cette racine correspondent aux deux sous-matrices résultant du découpage (choix d’un élément sur la diagonale). Ceci nous per-met de donner une définition formelle de nos systèmesCFSZbasée sur les arbres binaires, et qui permet d’établir une bijection entre CFSZ(n), l’ensemble de tous les systèmesCFSZ

possibles de l’automate triangulaire _An, et l’ensemble des arbres binaires complets àn+ 2

feuilles.

Unarbre binaireest une structure définie sur un ensemble fini de nœuds qui est soit vide, soit constitué de trois ensembles disjoints de nœuds :

1. un nœudracine,

2. un arbre binaire appelé lesous-arbre gauche, 3. un arbre binaire appelé lesous-arbre droit.

L’arbre binaire ne contenant aucun nœud est appeléarbre vide. Si le sous-arbre gauche est non vide, sa racine est appeléfils gauchede la racine de l’arborescence. De même, La racine du sous-arbre droit est appeléfils droit. Par conséquent, dans unarbre binaire completchaque nœud est soit une feuille soit de degré2. Dans ce qui suit, nous appelons unn-arbreun arbre binaire complet avecnfeuilles. Il y a un uniquen-arbre pourn= 0à2.

Soittun n-arbre et soitπ un chemin dans t. Lepoids gauche(resp. poids droit) aπ (resp.

b_π) est défini comme étant le nombre d’arêtes gauches (resp. droites) dans le cheminπ. La

longueurdeπ, notéel_π =a_π+b_π, est la longueur du cheminπ. Notonsw_π =a_πb_πlepoidsde

π. Lecoûtcπ deπest la somme de son poids et sa longueur. Nous avons donccπ =wπ+lπ. Soitν un nœud danst. On noteπ_ν le chemin depuis le nœudν à la racine det. On note

ν_l(resp.νr) le fils gauche deν (resp. le fils droit deν). On notefν le père2deν. Siπ est un chemin à partir du nœudνà la racine detalors nous noteronsf_π le chemin depuis le nœud

f_νà la racine det. Nous associons égalementa_πν,b_πν,w_πν,l_πνetc_πνau nœudνet on les note respectivementaν,bν,wν,lν etcν. L’ensemble des feuilles d’un arbretsera notéLt. Le poids

w(t)de l’arbretest défini comme la somme des poids de ses feuilles, qui estw(t) = X ν∈Lt

w_ν.

Définition 38 (Le système CFSZ). Pour le 1-arbre, le système de CFSZ correspondant

consiste en dec(0) = ∅. Pour le 2-arbre, le système de CFSZ correspondant consiste en

dec(0) ={{1}}etdec(1) =∅. Soittun(n+2)-arbre avecn >0et soientt_lettrles sous-arbres gauche et droit det. On numérote les feuilles detpar0,1, . . . , n+ 1de gauche à droite. On définit le paramètrekcomme étant le numéro de la feuille la plus à gauche dans le sous-arbre droit. La translation d’une décompositiondec(i)parkest la décompositiondec(i+k) obte-nue en ajoutant kà chaque élément dans les sous-ensembles dedec(i). Supposons que les

feuilles de0àk−1sont danst_ltandis que les feuilles dekàn+ 1sont danst_r. SoientC(t_l)et

C(t_r)les systèmes CFSZ correspondant auxt_lett_rrespectivement. Nous ajoutons à chaque décomposition dansC(t_l) le sous-ensemble_{k, k+ 1, . . . , n, n+ 1}. Les décompositions de

C(t_r) devraient d’abord être translatées park, ensuite ajoutées aux décompositions modi-fiées deC(t_l). C’est cette union qui constitue le système CFSZ correspondant àt.

Avant de s’appuyer sur cette dernière définition pour détailler notre algorithme de ré-duction basé sur les arbres, nous allons d’abord prouver quelques propositions utiles pour la suite.

Proposition 3. Le nombre de systèmes de partitionsZ(An)est égal au(n+ 1)ièmenombre de Catalan C_n+1:_|CFSZ(n)|= _n+2^{1 2n+2}_n+1

.

Démonstration. L’automate _A−1 possède un système CFSZ unique. Même chose pour l’automate_A0. On a_|CFSZ(−1)|= 1 =C₀et_|CFSZ(0)|= 1 =C₁. Supposons que la propo-sition 3 est vraie pour toutk < net prouvons que la proposition est vraie pourn. D’après la définition 38, un systèmeCFSZdeCFSZ(n)est obtenu en reliant deux systèmesCFSZl’un deCFSZ(k−2)et l’autre deCFSZ(n−k)respectivement, pour un certaink,1≤k≤n+ 1. Donc : |CFSZ(n)| = n+1X k=1 |CFSZ(k−2)| × |CFSZ(n−k)| = n X i=0 |CFSZ(i−1)| × |CFSZ(n−i−1)| = n X i=0

C_iC_n−i la relation de récurrence du nombre de Catalan

= C_n+1.

Proposition 4. SoitZ(An)un système CFSZ qui correspond à un(n+ 2)-arbretdonné. Le nombre de transitions dans l’automate réduit_CZ(An)est égal au poids det, soit :T_CZ(An) =w(t).

Démonstration. D’après le lemme 5 nous avons T_CZ(An) = X q∈Q

a(q)b(q). Nous avons égale-ment :

w(t) =

n+1X q=0

a_νqb_νq oùν_qest la feuille marquée parqdanst

=

n X q=0

a_νqb_νq parce quea_νn+1 = 0.

Donc, pour prouver la dernière proposition, il suffit de prouver que :

a(q) = a_νq pour0≤q ≤n (3.1)

3.2. Automates triangulaires_An 65 Par construction, d’après la définition 38, nous pouvons vérifier que les égalités (3.1) et (3.2) sont vraies pour le 1-arbre et le2-arbre. Supposons maintenant que les égalités (3.1) et (3.2) sont vraies pour les deux sous-arbres t_l et tr. Lorsque nous unissons t_l et tr

pour obtenir t, nous ajoutons aux décompositions qui correspondent àt_l le sous-ensemble

{k, k+ 1, . . . , n, n+ 1}, ce qui signifie que :

1. On incrémente d’un cran le nombre d’arêtes gauches dans chaque chemin det_l et en même temps, nous ajoutons un nouveau sous-ensemble dans les décompositions cor-respondantes det_l, ce qui incrémente d’une unité la taille de ces décompositions. Ainsi, l’égalité (3.1) reste vraie pourt.

2. On incrémente d’un cran le nombre d’arêtes droites dans chaque chemin det_r et en même temps, on incrémente d’une unité le nombre d’occurrences de chaqueq ∈ {k, k+ 1, . . . , n, n+1}^{dans les décompositions correspondantes de}t_r. Ainsi, l’égalité (3.2) reste vraie pourt. ν₀ ν₁ ν₂ ν₃ ν₄ ν a_ν b_ν l_ν w_ν c_ν ν₀ 1 0 1 0 1 ν₁ 2 1 3 2 5 ν2 1 2 3 2 5 ν₃ 1 2 3 2 5 ν₄ 0 3 3 0 3 follow(0) : 1 2 3 4 follow(1) : 2 3 4 follow(2) : 3 4 follow(3) : 4 dec(0) = {{1,2,3,4}} dec(1) = {{2},{3,4}} dec(2) = {{3,4}} dec(3) = {{4}}

FIGURE3.11 – Un5-arbre binaire complet et un système de partitionZ(A3)associé (les arêtes gauches sont représentées par des lignes en pointillés et les arêtes droites avec des lignes continues).

Nous avons essayé, dans cette section, de décrire selon divers points de vue nos systèmes

CFSZqui sont des systèmes de décompositions particuliers, qui peuvent être obtenus à par-tir du découpage en blocs de la matrice de transition, qui peut être décrit par un algorithme récursif, itératif ou encore une définition qui met en évidence la correspondance entre nos décompositions et les arbres binaires complets.

Notre objectif, dans les sections suivantes, est de calculer toutes les décompositions mini-males enCFSZ(n). Pour ce faire, une approche naïve consiste à engendrer tous les systèmes

CFSZpour l’automate_An qui peut être effectué en un temps factoriel. En effet, le nombre total des systèmesCFSZpour l’automate_Anest égal àC_n+1, le(n+1)ièmenombre de Catalan.

Proposition 5. Le calcul de tous les systèmes de partitions minimauxZ(An)dansCFSZ(n)peut être effectué en temps factorielO(n!).

Démonstration. Cela peut être effectué en appelant l’algorithme non-déterministe 2 ou 3 pour toutes les exécutions possibles. Par exemple pour l’algorithme 2 il y an!exécutions possibles qui correspondent aux différent choix successifs des valeurs dej(ligne 8).