LIAFA, CNRS et Universit´e Paris VII
Jeux de Fra¨ıss´e-Ehrenfeucht
Jean-Eric Pin
LIAFA, CNRS et Universit´e Paris 7 Jean-Eric.Pin@liafa.jussieu.fr
11 octobre 2005
LIAFA, CNRS et Universit´e Paris VII
Equivalence ´el´ementaire
Lerang de quantificationd’une formule est d´efini par r´ecurrence :
(1) r(ϕ) = 0siϕest atomique, (2) r(¬ϕ) =r(ϕ),
(3) r(ϕ∨ψ) = max{r(ϕ), r(ψ)}, (4) r(∃x ϕ) =r(∀x ϕ) =r(ϕ) + 1.
On dit que deux mots sont (´el´ementairement) n-´equivalents(notationu∼nv) s’ils satisfont les mˆemes ´enonc´es de rang6n.
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L’´equivalence ´el´ementaire est d’index fini
On consid`ere un langage logique ne contenant aucun symbole de fonction et unnombre finide symboles de relations et de constantes. (par exemple,L={S} ∪ {a|a∈A})
Proposition
Etant donn´e unnombre finide variables, il n’y a, `a
´equivalence logique pr`es, qu’unnombre finide formules de rang6rutilisant ces variables.
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D´emonstration par r´ecurrence sur r
Casr= 0. Les formules atomiques sont de la forme x1=x2,x=c(o`ucest un symbole de constante) ouR(x1, . . . , xn)(o`uRest un symbole de relation).
Elles sont ennombre fini. Il y a donc aussi un nombre finide combinaisons bool´eennes de formules atomiques.
Der−1`ar. Les formules de rangrsont
combinaisons bool´eennesde formulesϕou∃x ϕ, o`u ϕest de rang< r, qui sont, par hypoth`ese de r´ecurrence, en nombre fini. Les formules de rangr sont donc ennombre fini.
Types (`a ´equivalence logique pr`es)
Soientϕ1, . . . , ϕN les formules `anvariables de rang 6k. PourK⊆ {1, . . . , N}, on pose
τK =^
i∈K
ϕi∧^
i /∈K
¬ϕi (τK est untype)
Proposition
(1) Les types sontmutuellement exclusifs.
(2) Toute formule de rang6kennvariables est unedisjonctionde types.
Type de p
Sip∈Un, on appelletype depde rangnle type
τ = ^
U|=ϕ(p)
ϕ ∧ ^
U6|=ϕ(p)
¬ϕ AlorsU satisfaitτ(p)etr(τ)6n.
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Jeux de Fra¨ıss´e-Ehrenfeucht
SoientU etV deux structures de domaine respectif U etV. Le jeuGn(U,V)est un jeu `a 2 joueurs,I (s´eparateur, spoiler)etII (duplicateur). Les joueurs jouentncoups en suivant `a chaque tour les r`egles suivantes :
(1) Le joueurI choisitl’une des deux structures et choisit un´el´ementdans cette structure.
(2) Le joueurII choisit un´el´ementdansl’autre structure.
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Exemple
U
V
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Exemple
U
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p1
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Exemple
U
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q1
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Exemple
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Exemple
U
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q1
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q2
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Exemple
U
V
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q1
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q2 q3
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Exemple
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q1
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q2 q3 p3
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Exemple
U
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q2 q3 p3
p4
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Exemple
U
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q2 q3 p3
p4
q4
Isomorphisme partiel
Soientp= (p1, . . . , pn)(resp.q= (q1, . . . , qn)) un n-uplet deU (resp.V). On dit que (p,q) d´efinit un isomorphisme partiel entreU etVsi :
(1) pour touti, j6n,
pi=pj ssiqi=qj, (2) pour touti6n, pour tout symbole de
constantec
pi=cssiqi=c,
(3) Pour tout symbole de relationk-aireRdeL, et pour toute suitei1, . . . , ik d’indices,
(pi1, . . . , pik)∈Rssi(qi1, . . . , qik)∈R.
Conditions de gain
Apr`esntours de jeu,n´el´ements ont ´et´e choisis dans les deux structures. Notonspetqlesn-uplets correspondants.
Cas sans constantes. Le duplicateur gagne le jeu Gn(U,V), si (p,q) d´efinit un isomorphisme partiel entreU etV.
Cas avec constantes. Soientc1, . . . , cℓles symboles de constantes. Le duplicateur gagne le jeu Gn(U,V), si ((p,c),(q,c)) d´efinit un isomorphisme partiel entreU etV.
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Structures lin´eaires
SoientU etV deux ensembles totalement ordonn´es (ordres lin´eaires). Le duplicateur gagne si, pour tout i, j6n,
(1) pi=pj ssiqi=qj (2) pi< pj ssiqi< qj
U
V
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Structures lin´eaires
SoientU etV deux ensembles totalement ordonn´es (ordres lin´eaires). Le duplicateur gagne si, pour tout i, j6n,
(1) pi=pj ssiqi=qj (2) pi< pj ssiqi< qj
U
V
p1
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Structures lin´eaires
SoientU etV deux ensembles totalement ordonn´es (ordres lin´eaires). Le duplicateur gagne si, pour tout i, j6n,
(1) pi=pj ssiqi=qj (2) pi< pj ssiqi< qj
U
V
p1
q1
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Structures lin´eaires
SoientU etV deux ensembles totalement ordonn´es (ordres lin´eaires). Le duplicateur gagne si, pour tout i, j6n,
(1) pi=pj ssiqi=qj (2) pi< pj ssiqi< qj
U
V
p1
q1
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Structures lin´eaires
SoientU etV deux ensembles totalement ordonn´es (ordres lin´eaires). Le duplicateur gagne si, pour tout i, j6n,
(1) pi=pj ssiqi=qj
(2) pi< pj ssiqi< qj
U
V
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Structures lin´eaires
SoientU etV deux ensembles totalement ordonn´es (ordres lin´eaires). Le duplicateur gagne si, pour tout i, j6n,
(1) pi=pj ssiqi=qj
(2) pi< pj ssiqi< qj
U
V
p1
q1
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q2 q3
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Structures lin´eaires
SoientU etV deux ensembles totalement ordonn´es (ordres lin´eaires). Le duplicateur gagne si, pour tout i, j6n,
(1) pi=pj ssiqi=qj (2) pi< pj ssiqi< qj
U
V
p1
q1
p2
q2
q3
p3
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Structures lin´eaires
SoientU etV deux ensembles totalement ordonn´es (ordres lin´eaires). Le duplicateur gagne si, pour tout i, j6n,
(1) pi=pj ssiqi=qj (2) pi< pj ssiqi< qj
U
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p1
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p3 p4
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Structures lin´eaires
SoientU etV deux ensembles totalement ordonn´es (ordres lin´eaires). Le duplicateur gagne si, pour tout i, j6n,
(1) pi=pj ssiqi=qj (2) pi< pj ssiqi< qj
U
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p1
q1
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q2 q3 p3
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q4
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Cas des mots (L = { S } ∪ { a | a ∈ A })
Soientuetvdeux mots.
(1) Le joueurI choisit l’un des mots (uouv) et pose un jeton sur l’une des lettres de ce mot.
(2) Le joueurII pose `a son tour un jeton sur l’une des lettres de l’autre mot.
Soientp= (p1, . . . , pn)(resp.q= (q1, . . . , qn)) la suite des positions marqu´ees suru(resp.v). Le duplicateur gagne si, pour touti, j6n,
(1) pi=pj ssiqi=qj (2) S(pi, pj)ssiS(qi, qj) (3) api ssiaqi
Cas des mots (L = { < } ∪ { a | a ∈ A })
Soientuetvdeux mots.
(1) Le joueurI choisit l’un des mots (uouv) et pose un jeton sur l’une des lettres de ce mot.
(2) Le joueurII pose `a son tour un jeton sur l’une des lettres de l’autre mot.
Soientp= (p1, . . . , pn)(resp.q= (q1, . . . , qn)) la suite des positions marqu´ees suru(resp.v). Le duplicateur gagne si, pour touti, j6n,
(1) pi=pj ssiqi=qj (2) pi< pj ssiqi< qj (3) apissiaqi
Structures lin´eaires (suite)
Si le duplicateur a une strat´egie gagnante pour le jeuGn(U,V), on noteU ≡nV.
Th´eor`eme
SoientU etV deux ordres lin´eaires de taille>2k. AlorsU ≡kV.
◮Exercice `a r´ediger.
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Va-et-vient
On d´efinitpar r´ecurrenceune suite d’´equivalence sur les structures :
•U ≃0VsiU etV v´erifient lesmˆemes formules atomiques.
•U ≃n+1V si
(1) Va. Pour toutp∈U, il existeq∈V tel que (U, p)≃n(V, q).
(2) Vient. Pour toutq∈V, il existep∈U tel que(U, p)≃n(V, q).
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Jeux et ´equivalence ´el´ementaire
Th´eor`eme (Fra¨ıss´e-Ehrenfeucht)
Deux structures relationnellesU etV sont n-´equivalentes ssi leduplicateura une strat´egie gagnante pour le jeuGn(U,V).
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Version avec va-et-vient
Th´eor`eme (Fra¨ıss´e-Ehrenfeucht)
SoientU etV deux structures relationnelles. Les conditions suivantes sont ´equivalentes :
(1) U ∼nV(mˆemes ´enonc´es de rang 6n), (2) U ≡nV(Duplicateur gagne le jeuGn(U,V)), (3) U ≃nV(´equivalence de va-et-vient)
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D´emonstration
On raisonne par r´ecurrence surn. Le casn= 0est
´evident. On suppose le th´eor`eme vrai jusqu’`an, on le prouve pourn+ 1.
(3)⇒(2). Supposons queIjouep∈U au premier coup. D’apr`es (3), il existeq∈V tel que
(U, p)≃n(V, q)et donc, d’apr`es l’hypoth`ese de r´ecurrence,(U, p)≡n(V, q), i.e.IIgagne le jeu Gn((U, p),(V, q)).
Mˆeme raisonnement siIjoue surV au premier coup. Donc IIgagneGn(U,V).
(2)⇒(3). Mˆeme preuve.
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D´emonstration (suite)
(1)⇒(3). Supposons queU etVv´erifient les mˆemes ´enonc´es de rang6n+ 1. Montrons le cas Va(le casVientest similaire).
Soitp∈U et soitτ sontypede rangndansU. AlorsUsatisfaitτ(p)et donc aussiσ=∃x τ(x). Or r(σ) =r(τ) + 16n+ 1. D’apr`es (1),V satisfaitσ.
Il existe doncq∈V tel queVsatisfasseτ(q).
Comme les types sontmutuellement exclusifs,τ est letypedeqde rangndansV. Donc, pour tout
´enonc´eϕde rang6n,(U, p)satisfaitϕssi(V, q) satisfaitϕ. Donc, par r´ecurrence,(U, p)≃n(V, q).
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D´emonstration (fin)
(3)⇒(1). On veut montrer queU etV v´erifient les mˆemes ´enonc´es de rang6n+ 1. Un tel ´enonc´e est combinaison bool´eenne de formules de la forme
∃x ϕ(x), o`uϕest de rang6n.
SiU satisfait∃x ϕ(x), il existep∈U tel queU satisfasseϕ(p). D’apr`esVa, il existeq∈V tel que (U, p)≃n(V, q). Donc(U, p)∼n(V, q)et en particulier,V satisfaitϕ(p). DoncV satisfait
∃x ϕ(x).
La r´eciproque d´ecoule deVient.
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Une cons´equence du th´eor`eme de FE
On notePARIT´Ela propri´et´e d’ˆetre de taillepaire.
Th´eor`eme
PARIT ´En’est pas expressible au premier ordre pour les ordres lin´eaires finis.
Preuve. Supposons quePARIT´Es’exprime par une formuleϕde rang de quantificationk. Alors un ordre lin´eaire de taille2k satisfaitϕmais un ordre lin´eaire de taille1 + 2k ne satisfait pasϕ.
Contradiction.
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La connectivit´e d’un graphe
Th´eor`eme
Laconnectivit´ed’un graphe fini n’est pas expressible au premier ordre.
Prenons un ordre lin´eaire fini. La relation<permet de d´efinir les relationsS,minetmax. SoitRla relation d´efinie par R(x, y)ssiy=x+ 2(yestle successeur du successeur dex) oux= max−1et y= min, oux= maxety= min +1.
SoitGle graphe deR. AlorsGestconnexessi l’ordre lin´eaire est de tailleimpaire.