• Aucun résultat trouvé

Logique et Calculabilit´e 2011-2012. Examen

N/A
N/A
Protected

Academic year: 2022

Partager "Logique et Calculabilit´e 2011-2012. Examen"

Copied!
2
0
0

Texte intégral

(1)

Logique et Calculabilit´e 2011-2012. Examen

21 mai 2012. Dur´ee 3h.

Tous les documents sont autoris´es. Seuls les r´esultats du cours peuvent ˆetre utilis´es sans d´emonstration.

Exercice 1

Donner, dans chacun des cas suivants un exemple de th´eorie du premier ordreT coh´erente satisfaisant la propri´et´e souhait´ee. Justifier

1. T est r´ecursive et compl`ete 2. T est r´ecursive et incompl`ete

3. T n’est pas r´ecursivement ´enum´erable etT est compl`ete 4. T n’est pas r´ecursivement ´enum´erable etT est incompl`ete Exercice 2

Dans cet exercice, ne pas utiliser les r´esultats du DM.

Soit F ={S(1),0(0)} etP = {=} etT est la th´eorie engendr´ee par les axiomes de l’´egalit´e

et : (A1) 8x, y. s(x) =s(y) ! x=y

(A2) 8x. x6= 0 ! 9y.x=s(y) (A3) 8x. 06=s(x)

(An4) 8x. x6=sn(x)

Soient deux mod`eles M1 et M2 de T. On note di(a, b) la fonction d´efinie sur le domaineDi de Mi par : di(a, b) = min{n2N : a=snMi(b)}. Le minimum est +1 s’il n’y a pas de tels entiers.

1. Montrer que, pour tout i, pour tous a, b, c 2 Di, pour tout k 2 N, di(sk(a), a) = k et que di(a, b) +di(b, c)<+1 entrainedi(a, b) +di(b, c) =di(a, c).

2. Montrer que, pour tous a 2 Di, k 2 N, si di(a,0Mi) k, il existe b 2 Di tel que a=skMi(b)

3. On consid`ere un jeu de Erhenfeucht-Fra¨ıss´e sur M1, M2 o`u les coups successifs de D et S sont donn´es par les s´equences (a1, b1, . . . , an, bn) avec, pour tout i, ai 2 D1 et bi 2D2. Montrer que, ´etant donn´en,Da une strat´egie qui permet d’assurer l’invariant 8i  n,8j1, j2  i, si (d1(aj1, aj2)  2n i ou d2(bj1, bj2)  2n i) alors d1(aj1, aj2) = d2(bj1, bj2).

4. Montrer que T est compl`ete

1

(2)

Succ 8y.8x.x < s(y)$x=y_x < y Zero 8x.06> x

Pred 8x, y.s(x) =s(y)!x=y

Proj 8x1, x2, y1, y2.f(x1, x2) =f(y1, y2)!x1 =y1^x2 =y2 Inf1 9x.0< x^ 8y.y < x!s(y)< x

Inf2 8x,9z.8y.y < z$(y=x_(9y1, y2.y=f(s(y1), s(y2))^f(y1, y2)< z)) Comp 8x0,8x.9z.8y.y < z$

(y=x_(9y1, y2, z1.y=f(y1, s(y2))^y1< x0^z1< x0^ (z1, x, y1)^f(z1, z2)< z)) Pour toute formule `a trois variables libres

Figure 1 – Axiomes de la th´eorieE

5. Les axiomes An4 sont ils tous n´ecessaires ? Peut-on remplacer cet ensemble d’axiomes par un sous-ensemble fini d’axiomes en conservant la compl´etude ? Justifier.

Probl`eme

L’objectif est de montrer que toute extension d’une th´eorie “minimale” des ensembles est incoh´erente ou incompl`ete.

On consid`ere F ={0(0), s(1), f(2)} etP ={<(2),= (2)} et les axiomes donn´es dans la figure 1, que l’on supposera, avec les axiomes de l’´egalit´e, engendrer une th´eorieE coh´erente.

Pour n2N, on noten=sn(0).

1. Soient

L(x)def= x6= 0^ 8y.x6=s(y) SP(x, z)def= 8y.y < z $ 9y1, y2.y=f(y1, y2)^ ((y1=x^y2 = 0)

_(9z1, z2.y1=s(z1)^y2=s(z2)^f(z1, z2)< z)) T r(x, y, z)def= 8w.SP(x, w)!f(z, y)< w

Montrer que :

(a) E |=8x.06=s(x) (b) E |=8x.9z.SP(x, z).

(c) pour tout entiern2N,E |=8x, z.(T r(x, n, z)$z=sn(x))

(d) pour tout entier n2N,E |=8x, y.T r(x, y, n)!y= 0_. . ._y=n (e) pour tout entiern2N,

E |=8x.(9z.T r(z, n, x))_(9z.T r(z, x, n))_(9w,9y.L(w)^T r(w, y, x)) Indiquer dans chaque cas les axiomes de E utilis´es.

2. Soit +(x, y, z)def= T r(x, y, z)_(9w.L(w)^ 9y0.T r(w, y0, x)^x=z) Montrer que : (a) pour tous entiers k, m, n2N,E |= +(n, m, k) ssi k=n+m

(b) pour tous entiers m, n2N,E |=8x. +(m, n, x)!x=m+n)

(c) pour tout entiern2N,E |=8x.(9z. +(z, x, n))!(x= 0_. . ._x=n) (d) pour tout entier n2N,E |=8x.(9z. +(z, x, n))_(9z. +(z, n, x))

3. Montrer que toute extension deE est ou bien incoh´erente ou bien incompl`ete.

2

Références

Documents relatifs

La machine ainsi construite s’arrˆ ete toujours puisqu’il n’y a qu’un nombre fini de mots de longueur inf´ erieure ou ´ egale ` a n (moins de |Σ| n+1 ) et qu’au plus n ´

Enfin, et c’est le seul endroit o` u c’est n´ ecessaire dans cet examen, il faut utiliser la machine universelle puisqu’ici &lt; M &gt; est une donn´ ee dela machine que

En effet, il s’agit d’une propri´ et´ e des langages r´ ecursivement ´ enum´ erables et elle est satisfaite par la machine qui accepte le mot vide et aucun autre mot et n’est

Dans cette partie, on appellera virus une machine de Turing M comportant un ruban de sortie tel que, sur toute donn´ee, le calcul de M passe par une configuration dans laquelle le

Par r´ eduction, il suffit de montrer que le probl` eme de savoir si une machine qui s’arrˆ ete toujours calcule l’identit´ e est ind´ ecidable.. C’est

De plus, pour les 5 premiers probl` emes, dire (en le justifiant) si l’ensemble des donn´ ees pour lesquelles la r´ eponse ` a la question est oui est un ensemble r´ ecursivement

C’est ind´ ecidable, par r´ eduction du probl` eme de l’arrˆ et : Si M, w est la donn´ ee du probl` eme de l’arrˆ et, on choisit pour M 1 une machine qui ignore son entr´ ee

On r´ eduit le prob` eme du vide du langage reconnu par une machine de Turing M (probl` eme ind´ ecidable par le th´ eor` eme de Rice): on choisit pour M 2 une machine qui accepte