Dans cette section, nous prouvons la correction de la méthode des tableaux deDMBI. Bien que
le sketch de preuve soit identique à celui de DBI, la preuve de correction deDMBI se distingue
par l’apparition de certaines difficultés, notamment à cause du fait que de la composition de
ressources est partielle dansDMBI, contrairement à celle deDBI.
La preuve de correction repose toujours sur le principe de réalisation d’un CSS hF,Ci dans
un modèle K. Pour cela, nous définissons trois fonctions permettant de plonger les labels de
ressources dans un ensemble de ressources (b.c
r), les labels d’actions dans un ensemble d’actions
(b.c
a) et les labels d’états dans un ensemble d’états (b.c
s), telles que si Tφ : (x, u) ∈ F alors
bxc
r,buc
s Kφ et si Fφ : (x, u) ∈ F alors bxc
r,buc
s6
Kφ. Nous définissons alors dans un
premier temps ces fonctions sur les alphabets de C : b.c
r:A
r(C) → R,b.c
a: A
a(C) → Act et
b.c
s:A
s(C)→S.
Par la Proposition 4.4.12, la fonction b.c
sest définie surA
s(C).
Par ailleurs, nous étendrons implicitement la fonction b.c
asur D
a(C) → Act ainsi : pour tout
a
i1. . .a
in∈ D
a(C),ba
i1. . .a
inc
a=ba
i1c
a. . . ba
inc
aetb1
ac
a= 1. Une telle extension est
toujours bien définie, puisque la composition d’actions est une fonction totale.
Finalement, les difficultés interviennent pour la fonction b.c
r. En effet, la composition de
res-sources est une fonction partielle. Malgré cela, nous étendrons implicitementb.c
rsurD
r(C)→R
ainsi : pour toutc
i1◦. . .◦c
in∈ D
r(C), bc
i1◦. . .◦c
inc
r=bc
i1c
r•. . .• bc
inc
retb1
rc
r=e. Pour
cela, nous devrons toujours vérifier qu’une telle extension est bien définie, c’est-à-dire que pour
toutc
i1◦. . .◦c
in∈ D
r(C),bc
i1c
r•. . .• bc
inc
r↓.
Définition 4.5.1 (Réalisation). Soit hF,Ci un CSS. Une réalisation de hF,Ci est un 4-uplet
R = (K,b.c
r,b.c
a,b.c
s) où K = (M,J·K,
K) est un modèle, où M = (R,A, S,||·ii, µ) est un
µ-MRD, R= (R,•, e) est un monoïde de ressources, A= (Act,,1) est un monoïde d’actions,
b.c
r:D
r(C)→R,b.c
a:D
a(C)→Act etb.c
s:A
s(C)→S, tel que :
- b1
rc
r=e
- b1
ac
a= 1
- b.c
rest une fonction totale, c’est-à-dire ∀x∈ D
r(C)· bxc
r↓
- Si f ∈Σ
Act∩ A
a(C)alorsbfc
a=f
- Si Tφ: (x, u)∈ F alorsbxc
r,buc
sKφ
4.5. Correction de la méthode des tableaux pour DMBI
- Six∼y∈ C alorsbxc
r=byc
r- Six
fy∈ C alorsµ(bfc
a,bxc
r)↓etµ(bfc
a,bxc
r) =byc
r- Siu
fv∈ C alorsbuc
s||bfc
aii bvc
sNous dirons qu’un CSS estréalisable s’il existe une réalisation de celui-ci. Nous dirons qu’un
DMBI-tableau estréalisable si au moins une de ses branches (CSS) est réalisable.
Proposition 4.5.2. Soit hF,Ciun CSS etR= (K,b.c
r,b.c
a,b.c
s)une réalisation de ce CSS.R
est une réalisation dehF,Ci. Autrement dit :
1. Pour toutx∈ D
r(C),bxc
rest défini
2. Six∼y∈ C alorsbxc
r=byc
r3. Six
fy∈ C alorsµ(bfc
a,bxc
r)↓etµ(bfc
a,bxc
r) =byc
r4. Siu
fv∈ C alorsbuc
s||bfc
aii bvc
sPreuve. Les fonctionsb.c
retb.c
asont implicitement étendues surD
r(C)→R etD
a(C)→Act.
Soitc∈ C une contrainte. Sic∈ C parce que c∈ C alors il y a trois cas :
- c est une contrainte de la forme x∼y. Dans ce cas, x ∈ D
r(C),y ∈ D
r(C) etx ∼y ∈ C.
Donc bxc
retbyc
rsont définis et nous avons bxc
r=byc
r, par définition.
- c est une contrainte de la forme x
fy. Dans ce cas, x ∈ D
r(C), y ∈ D
r(C) et x
fy ∈
C. Donc bxc
ret byc
rsont définis et nous µ(bfc
a,bxc
r) ↓ et µ(bfc
a,bxc
r) = byc
r, par
définition.
- c est une contrainte de la formeu
fv. Dans ce cas, buc
s||bfc
aii bvc
s, par définition.
Sinon, cette contrainte est obtenue par applications de règles de la Figure 9. Nous prouvons la
proprosition par induction mutuelle sur la taillende l’arbre de dérivation de la contrainte.
- Cas de base (n= 0) :
- Cas h1
ri : l’arbre de dérivation est de la forme :
h1ri1
r∼1
rDans ce cas, c est la contrainte 1
r∼ 1
r. Nous pouvons alors remarquer que b1
rc
r=
b1
rc
r.
- Cas inductifs :
Nous supposons que la proposition est vérifiée pour les contraintes ayant un arbre de
dérivation de hauteur au plusn(HI). Nous prouvons pour les contraintes ayant un arbre
de dérivation de hauteur n+ 1.
- Case hc
ri : l’arbre de dérivation est de la forme :
..
.
x∼y
..
.
yk ∼yk
hcrixk∼yk
Par (HI), bxc
r, byc
ret bykc
rsont définis. De plus, toujours par (HI), bxc
r= byc
r.
Nous avons aussi, par définition de la réalisation,byc
r• bkc
r↓ etbyc
r• bkc
r=bykc
r.
Doncbxc
r• bkc
r↓ etbxc
r• bkc
r=byc
r• bkc
r. Par conséquentbxkc
r=bxc
r• bkc
r=
byc
r• bkc
r=bykc
r.
- Cas hk
ri : l’arbre de dérivation est de la forme :
..
.
x
fy
..
.
x
fz
hkriy∼z
Par (HI),bxc
r,byc
retbzc
rsont définis. Par (HI),µ(bfc
a,bxc
r)↓,µ(bfc
a,bxc
r) =byc
retµ(bfc
a,bxc
r) =bzc
r. Doncbyc
r=bzc
r.
- Cash1
µi : l’arbre de dérivation est de la forme :
..
.
x∼x
h1 µix
1ax
Par définition, bxc
rest défini. De plus, par µ-unité et comme b1
ac
a= 1, nous avons
µ(b1
ac
a,bxc
r)↓ etµ(b1
ac
a,bxc
r) =bxc
r.
- Casht
µi : l’arbre de dérivation est de la forme :
..
.
x
fy
..
.
y
gz
htµix
f gz
Par (HI),bxc
r,byc
retbzc
rsont définis. Toujours par (HI), nous avonsµ(bfc
a,bxc
r)↓,
µ(bfc
a,bxc
r) = byc
r,µ(bgc
a,byc
r) ↓ etµ(bgc
a,byc
r) =bzc
r. Donc µ(bfc
a,bxc
r) ↓ et
µ(bgc
a, µ(bfc
a,bxc
r))↓. En conséquence, parµ-composition, µ(bfc
abgc
a,bxc
r)↓et
µ(bfc
abgc
a,bxc
r) =µ(bgc
a, µ(bfc
a,bxc
r)) =bzc
r. Par définition de b.c
a,bfgc
a=
bfc
abgc
a. En conclusionµ(bf gc
a,bxc
r)↓ etµ(bf gc
a,bxc
r) =bzc
r.
- Les autres cas se démontrent de la même manière.
Corollaire 4.5.3. Soit hF,Ci un CSS et R = (K,b.c
r,b.c
a,b.c
s) une réalisation de hF,Ci. Si
x
fy∈ C etu
fv∈ C alorsbxc
r,buc
s−
b−−
fc→ b
ayc
r,bvc
s.
Preuve. Par la Proposition 4.5.2, µ(bfc
a,bxc
r) ↓, µ(bfc
a,bxc
r) = byc
ret buc
s||bfc
aii bvc
s.
Donc, par définition, bxc
r,buc
s−
b−−
fc→ b
ayc
r,bvc
s.
Lemme 4.5.4. Les règles de la méthode des tableaux deDMBIpréservent la réalisabilité.
Preuve. Soit T un DMBI-tableau réalisable. Par définition, T contient un CSS réalisable
B = hF,Ci. Soit R = (K,b.c
r,b.c
a,b.c
s) une réalisation de B, où K = (M,J·K,
K), M =
(R,A, S,||·ii, µ), R= (R,•, e) et A= (Act,,1). Si nous appliquons une règle sur une formule
signée d’un CSS autre queBalors ce CSS n’est pas modifié, doncT reste réalisable. Sinon, nous
montrons queT est réalisable par cas sur la formule signée sur laquelle est appliquée la règle.
- TI : (x, u)∈ F :
Dans ce cas bxc
r,buc
s KI. Donc bxc
r= e, par définition. Comme b1
rc
r= e alors
b1
rc
r= bxc
ret nous pouvons remarquer que R est une réalisation du nouveau CSS
hF,C ∪ {1
r∼x}i.
- Tφ→ψ: (x, u)∈ F :
Dans ce cas bxc
r,buc
s Kφ→ ψ. Donc si bxc
r,buc
s Kφ alors bxc
r,buc
s Kψ. Il y a
deux cas :
- Casbxc
r,buc
sKφ:
Dans ce cas, bxc
r,buc
sKψet nous pouvons remarquer queRest une réalisation du
nouveau CSS hF ∪ {Tψ: (x, u)},Ci.
- Casbxc
r,buc
s6
Kφ:
4.5. Correction de la méthode des tableaux pour DMBI
- Fφ→ψ: (x, u)∈ F :
Dans ce cas bxc
r,buc
s Kφ→ ψ. Donc bxc
r,buc
s Kφ etbxc
r,buc
s6
Kψ. Alors R est
une réalisation du nouveau CSS hF ∪ {Tφ: (x, u),Fψ: (x, u)},Ci.
- Tφ∗ψ: (x, u)∈ F :
Dans ce casbxc
r,buc
sKφ∗ψ. Par définition, il exister
1, r
2∈Rtels quer
1•r
2↓,bxc
r=
r
1•r
2,r
1,buc
sKφetr
2,buc
sKψ. Commec
ietc
jsont des nouvelles constantes,bc
ic
ret bc
jc
rne sont pas définis. De plus, commec
i6=c
j, nous pouvons étendre R en posant
bc
ic
r= r
1et bc
jc
r= r
2. En remarquant que bc
ic
r• bc
jc
r↓ et, par extension implicite,
bc
ic
jc
r= bc
ic
r• bc
jc
r= bxc
r, nous obtenons une réalisation de hF,C ∪ {c
ic
j∼ x}i.
De plus, nous pouvons observer que cette réalisation est une réalisation du nouveau CSS
hF ∪ {Tφ: (c
i, u),Tψ: (c
j, u)},C ∪ {c
ic
j∼x}i.
- Fφ∗ψ: (x, u)∈ F :
Dans ce cas bxc
r,buc
s6
Kφ∗ψ. Par définition, pour tout r
1, r
2∈ R tels que r
1•r
2↓
et bxc
r= r
1•r
2, nous avonsr
1,buc
s6
Kφ ou r
2,buc
s6
Kψ. Lors de l’application de la
règle, ce CSS est étendu en deux CSS hF ∪ {Fφ: (y, u)},Ci ethF ∪ {Fψ : (z, u)},Ci. De
plus, par la condition de la règle,yz∼x∈ C. Par la Proposition 4.5.2,bxc
r=byc
r• bzc
r.
Donc byc
r,buc
s6
Kφ ou bzc
r,buc
s6
Kψ. AlorsR est une réalisation d’au moins un des
deux nouveaux CSS hF ∪ {Fφ: (y, u)},Ciou hF ∪ {Fψ: (z, u)},Ci.
- Tφ−∗ψ: (x, u)∈ F :
Dans ce cas bxc
r,buc
s Kφ−∗ψ. Par définition, pour tout r ∈ R tel que bxc
r•r ↓ et
r,buc
s Kφ, nous avons bxc
r•r,buc
s Kψ. Lors de l’application de la règle, ce CSS
est étendu en deux CSS hF ∪ {Fφ : (y, u)},Ci et hF ∪ {Tψ : (xy, u)},Ci. De plus, par
la condition de la règle, xy ∼ xy ∈ C. Par la Proposition 4.5.2 et par définition de la
réalisation, bxc
r• byc
r↓ etbxc
r• byc
r=bxyc
r. Il y a deux cas :
- Cas byc
r,buc
s6
Kφ:
Nous pouvons remarquer que R est une réalisation du premier CSS hF ∪ {Fφ :
(y, u)},Ci
- Cas byc
r,buc
sKφ:
Alors bxc
r• byc
r,buc
s Kψ. Donc bxyc
r,buc
s Kψ. Nous pouvons alors remarquer
queRest une réalisation du second CSShF ∪ {Tψ: (xy, u)},Ci.
- Fφ−∗ψ: (x, u)∈ F :
Dans ce cas bxc
r,buc
s6
Kφ−∗ψ. Donc, il existe r ∈R tel quebxc
r•r ↓ etr,buc
s Kφ
et bxc
r•r,buc
s6
Kψ. Comme c
iest une nouvelle constante, alorsbc
ic
rn’est pas défini.
Donc nous pouvons étendre R en posant bc
ic
r= r. En remarquant que bxc
r• bc
ic
r↓,
nous obtenons alors une réalisation de hF,C ∪ {xc
i∼xc
i}i. De plus, cette extension est
une réalisation du nouveau CSS hF ∪ {Tφ: (c
i, u),Fψ: (xc
i, u)},C ∪ {xc
i∼xc
i}i.
- Thfiφ: (x, u)∈ F :
Dans ce casbxc
r,buc
s Khfiφ. Par définition, il exister ∈Rets∈Stel quebxc
r,buc
s−→
fr, s etr, s
Kφ. Donc, µ(f,bxc
r)↓,µ(f,bxc
r) =r etbuc
s||fiis. Comme c
ietl
isont des
nouvelles constantes, alorsbc
ic
retbl
ic
sne sont pas définis. Donc nous pouvons étendreR
en posant bc
ic
r=r etbl
ic
s=s. Nous pouvons aussi remarquer que cette règle introduit
le label d’état kfk. Il y a trois cas :
- Si f = 1 alorskfk= 1
aet donc bkfkc
a=b1
ac
a= 1 =f.
- Si f 6= 1 etf ∈ A
a(C) alorskfk=f et donc bkfkc
a=bfc
a=f.
- Sif 6= 1 etf 6∈ A
a(C)alors nous pouvons étendre la réalisation en posantbkfkc
a=f.
En conséquence, dans tous les cas, nous pouvons obtenir une extension de R telle que
c
i} ∪ {u
kfkl
i}i. En conclusion, nous pouvons remarquer que nous avons obtenu une
réalisation dehF ∪ {Tφ: (c
i, l
i)},C ∪ {x
kfkc
i, u
kfkl
i}i.
- Fhfiφ: (x, u)∈ F :
Dans ce casbxc
r,buc
s6
Khfiφ. Donc, pour tout r∈R ets∈S tel quebxc
r,buc
s−→
fr, s,
nous avons r, s 6
Kφ. Par la condition de la règle, x
kfky ∈ C et u
kfkv ∈ C. Par le
Corollaire 4.5.3,bxc
r,buc
s−−→ b
kfkyc
r,bvc
s. Il y a deux cas
- Sif = 1 alorskfk= 1
aet doncbkfkc
a=b1
ac
a= 1 =f.
- Sif 6= 1 alorskfk=f et donc bkfkc
a=bfc
a=f.
Doncbkfkc
a=f et alorsbxc
r,buc
s−→ b
fyc
r,bvc
s. En conséquencebyc
r,bvc
s6
Kφet nous
pouvons conclure queRest une réalisation du nouveau CSS hF ∪ {Fφ: (y, v)},Ci.
- T♦φ: (x, u)∈ F :
Dans ce casbxc
r,buc
s K♦φ. Donc il exister ∈R ets∈S tels quebxc
r,buc
sr, s et
r, s
Kφ. Par la Proposition 4.1.7, il existe a∈ Act tel que bxc
r,buc
s−→
ar, s. Donc, par
définition,µ(a,bxc
r)↓,µ(a,bxc
r) =r, etbuc
s||aiis. Commec
i,d
ietl
isont des nouvelles
contantes, nous pouvons étendre R en posant bc
ic
r= r, bd
ic
a= a et bl
ic
s= s. Alors,
nous obtenons une réalisation dehF,C ∪ {x
dic
i} ∪ {u
dil
i}i. En conclusion, nous avons
obtenu une réalisation dehF ∪ {Tφ: (c
i, l
i)},C ∪ {x
dic
i, u
dil
i}i.
- F♦φ: (x, u)∈ F :
Dans ce casbxc
r,buc
s6
K♦φ. Donc pour tout r ∈R et s∈S tels que bxc
r,buc
sr, s,
nous avons r, s 6
Kφ. Par la condition de la règle, x
fy ∈ C et u
fv ∈ C. Donc,
par le Corollaire 4.5.3,bxc
r,buc
s−
b−−
fc→ b
ayc
r,bvc
s. Par définition, bxc
r,buc
sbyc
r,bvc
s.
En conséquence byc
r,bvc
s6
Kφ, et nous pouvons conclure que R est une réalisation du
nouveau CSShF ∪ {Fφ: (y, v)},Ci.
Lemme 4.5.5. Les CSS clos ne sont pas réalisables.
Preuve. SoithF,Ciun CSS clos. Supposons que ce CSS soit réalisable. Considérons alors R=
(K,b.c
r,b.c
a,b.c
s) une réalisation. Il y a trois cas :
- Tφ: (x, u)∈ F,Fφ: (y, u)∈ F etx∼y∈ C :
Par définition de la réalisation et par la Proposition 4.5.2,bxc
r,buc
sKφ,byc
r,buc
s6
Kφ
etbxc
r=byc
r, ce qui est absurde.
- FI : (x, u)∈ F et1
r∼x∈ C :
Par définition de la réalisation et par la Proposition 4.5.2, bxc
r,buc
s6
KI et e = bxc
r.
Comme bxc
r=ealorsbxc
r,buc
sKI, ce qui est absurde.
- T⊥: (x, u)∈ F :
Par définition de la réalisation, bxc
r,buc
sK⊥, ce qui est absurde.
Comme tous les cas sont absurdes, alorshF,Ci ne peut pas être réalisable.
Théorème 4.5.6 (Correction). S’il existe une preuve d’une formuleφalorsφest valide.
Preuve. Supposons qu’il existe une preuve d’une formule φ. Donc il existe un DMBI-tableau
clos T
φpour le CSS C = h{Fφ : (c
1, l
1)},{c
1∼ c
1, l
1 1al
1}i. Par l’absurde, supposons que φ
ne soit pas valide. Donc il existe un contre-modèleK = (M,J·K,
K), une ressource r ∈R et un
état s ∈S tels que r, s6
Kφ. Soit R= (K,b.c
r,b.c
a,b.c
s) tel que bc
1c
r=r et bl
1c
s=s. Nous
Dans le document
Logiques de Ressources Dynamiques : Modèles, Propriétés et Preuves
(Page 104-109)