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\documentclass[a4paper,french]{article}

\title{Mathématiques pour l'informatique\\Automates finis}
\author{}
\date{Dernière compilation~: \today{} à \currenttime}

\usepackage{../cours}

\begin{document}

\maketitle
\tableofcontents

\clearpage
\section{Définitions}

    Automate = fonction qui dépend d'un état et d'un changement d'état.
    Par exemple ON / OFF, la machine est en état d'arrêt ou en état de marche.

    Autre exemple~: téléphone.

    \begin{tabular}{lll}
        \toprule
        Mode            & Évènement         & Nouvel état \\
        \midrule
        avion           & appel émis        & avion \\
        avion           & bouton téléphonie & téléphonie \\
        \midrule
        téléphonie      & bouton décrocher  & communication \\
        téléphonie      & bouton avion      & avion \\
        \midrule
        communication   & bouton raccrocher & téléphonie \\
        \bottomrule
    \end{tabular}

    L'automate est sous un état, il a des entrées qui le font peut-être passer d'un état à un autre ou effectuer des actions.

    Il faut en plus de cela définir un état initial (quel état avoir quand l'automate est mis en marche~?) et final (quel état avoir pour éteindre l'automate proprement~?)

    Un nouvel état peut dépendre de l'état précédent ou pas.
    On peut très bien trouver une action qui mette l'automate dans un état Y sans se soucier d'un autre état X dans lequel se trouve l'automate à un moment donné.

    Un automate accepteur valide une suite d'entrée en fonction de certains critères.
    Le changement d'état est interne à l'automate, et c'est une fois que toutes les entrées ont été analysées que la sortie se fait connaître.

    Exemple~: déterminer si une suite de chiffres en entrée constitue un mois de l'année.

    \begin{itemize}

        \item \textbf{Mot}~:
            Suite de \emph{symboles} issus de l'\emph{alphabet}. \\
            Cas particulier~: le mot vide, noté $\varepsilon$.
            On a du coup $x = x\varepsilon = \varepsilon x$.

        \item \textbf{Alphabet}~:
            Ensemble des \emph{symboles} utilisés en entrée de l'automate. \\
            L'alphabet se note en général $\mathcal{A}$.

        \item \textbf{Langage}~:
            Ensemble de tous les mots pouvants être construits sur un alphabet donné. \\
            On note $\mathcal{A}^*$ tous les mots y compris le mot vide.
            On note $\mathcal{A}^+$ tous les mots sauf le mot vide.

            On appelle \emph{langage reconnu} l'ensemble des mots que l'automate a validé.

        \item \textbf{Langage complémentaire}~:
            Le langage complémentaire est l'ensemble de mots qui n'appartient pas au langage reconnu par l'automate.
            Si $L$ est le langage reconnu ($L \subseteq A^*$), alors $L'$ est le langage complémentaire, et $L' = A^* - L$.

    \end{itemize}

    \subsection{Notations}

        \begin{itemize}

            \item $A$ --- Alphabet

            \item $Q$ --- États

            \item $I$ --- États initiaux, avec $I \subseteq Q$

            \item $T$ --- États terminaux, avec $T \subseteq Q$

            \item $E$ --- Transitions \\
                On note les transitions par un triplet $QAQ$.

        \end{itemize}

        L'automate est ainsi désigné par le quintuplet $< A, Q, I, T, E >$

        Exemple~:
        \begin{lstlisting}[gobble=8]
            < {a, b, c, d, e},
              {1, 2, 3, 4, 5, 6},
              {1, 3, 6},
              {6},
              {(1,a,2), (1,a,4),
               (2,a,2), (2,c,5), (2,d,5),
               (3,b,2), (3,b,4),
               (4,b,4), (4,c,5), (4,d,5),
               (5,e,6)}
            >
        \end{lstlisting}

    \subsection{Table de transitions}

        Une table de transitions représente l'ensembe $E$.
        Chaque ligne correspond à un état, chaque colonne à un symbole de l'alphabet.

        Une table de transitions monte les transitions ($E$), l'alphabet ($A$, les colonnes de la table), les états ($Q$, les lignes de la table).
        Il manque donc les ensembles $I$ et $T$, c'est-à-dire les états initiaux et terminaux.
        On peut les représenter par des flèches ($\rightarrow$ pour l'ensemble $I$ et $\leftarrow$ pour l'ensemble $T$) sur le côté des lignes de la table (donc des états).

        \begin{center}
            \begin{tabular}{cc|c|c|c|c|c|}
                \cline{3-7}
                              &                                          & a   & b   & c & d & e \\
                \cline{2-7}
                $\rightarrow$ & \multicolumn{1}{|c|}{1}                  & 2,4 &     &   &   &   \\
                \cline{2-7}
                              & \multicolumn{1}{|c|}{2}                  & 2   &     & 5 & 5 &   \\
                \cline{2-7}
                $\rightarrow$ & \multicolumn{1}{|c|}{3}                  &     & 2,4 &   &   &   \\
                \cline{2-7}
                              & \multicolumn{1}{|c|}{4}                  &     & 4   & 5 & 5 &   \\
                \cline{2-7}
                              & \multicolumn{1}{|c|}{5}                  &     &     &   &   & 6 \\
                \cline{2-7}
                $\rightarrow$ & \multicolumn{1}{|c|}{\multirow{2}{*}{6}} &     &     &   &   &   \\
                $\leftarrow$  & \multicolumn{1}{|c|}{}                   &     &     &   &   &   \\
                \cline{2-7}
            \end{tabular}
        \end{center}

    \subsection{Graphe d'états}

        Un graphe d'états est la représentation schématique d'un automate.
        La table de transitions précédente est équivalent au graphe suivant~:

        \begin{center}
            \includegraphics[width=0.4\linewidth]{./img/graphe-etats-exemple.jpg}
        \end{center}

    \subsection{Types d'automates finis}

        \subsubsection{Accessibilité}

            \begin{itemize}

                \item Un automate accessible ne contient que des états qui peuvent être atteints.

                \item Un automate co-accessible ne contient que des états pouvant mener à un état terminal.

                \item Un automate émondé est à la fois accessible et co-accessible.

            \end{itemize}

        \subsubsection{Automate standard}

            \begin{itemize}

                \item il n'y a qu'un seul état initial

                \item aucune transition n'arrive sur cet état initial

            \end{itemize}

        \subsubsection{Automate déterministe}

            \begin{itemize}

                \item il n'y a qu'un seul état initial (automate standard)

                \item pour tout état donné, il n'y a qu'une seule transition possible

            \end{itemize}

            Un automate non déterministe est plus difficile à mettre en \oe{}uvre en algorithmique qu'un automate déterministe.
            En effet, en plus des pointeurs d'état et de symbole courant, il faudra maintenir une pile des opérations possibles.

        \subsubsection{Automate complet}

            Pour tout état, il y a toujours une transition sortante pour chaque symbole de l'alphabet.
            Cela veut dire qu'à tout état il y a toujours une action à faire pour tout symbole reçu.

            Un automate complet est forcément également déterministe.

        \subsubsection{Automate minimal}

            Un automate est minimal s'il contient le moins d'états possible.
            Pour un alphabet donné et un langage reconnaissable donné, il existe un et un seul automate minimal.

        \subsubsection{Automate asynchrone}

            Un automate asynchrone contient au moins une transition $\varepsilon$.

            \paragraph{Transitions $\varepsilon$}

                Une transition $\varepsilon$ permet de changer d'état sans consommer de symbole.
                Ou en d'autres termes, elle permet de mofidier l'état courant sans modifier le symbole courant.

            \paragraph{Fermetures $\varepsilon$}

                Une fermeture $\varepsilon$ est l'ensemblre des états qu'on peut atteindre en n'utilisant que des transitions $\varepsilon$.

    \subsection{Manipulations d'automates}

        \subsubsection{Complétion}

            On crée un état ``poubelle'' qui va accueillir les transitions manquantes sur chaque état~:

            \begin{enumerate}

                \item ajout de l'état poubelle $P$

                \item toutes les transitions existantes sont gardées

                \item ajout d'une transition vers l'état poubelle $P$ pour toute transition absente de $E$

                \item ajout des transitions $(P, x, P)$ pour tout $x$ de l'alphabet

            \end{enumerate}

        \subsubsection{Standardisation}

            La standardisation passe par trois étapes~:

            \begin{enumerate}

                \item ajout d'un nouvel état initial $i$

                \item ajout de cet état initial à la liste des états terminaux si nécessaire (reconnait le mot vide)

                \item duplication à partir de $i$ de toutes les transitions partant d'un état initial

            \end{enumerate}

        \subsubsection{Émondage}

            Se fait en deux temps, d'abord rendre l'automate \emph{accessible}, puis \emph{co-accessible}.
            Cette deuxième étape supprime l'état poubelle d'un automate complet, ce qui en fera un automate non complet.

            Rendre un automate accessible~:

            \begin{enumerate}

                \item $Q' = I$

                \item $\forall p \in I, \text{marque}(p) = \text{à traiter}$

                \item tant qu'il existe un sommet accessible depuis un état initial qui n'a pas encore été traité, on prend un de ces sommets et on ajoute à l'automate tous les états accessibles depuis le sommet

                \item $\text{marque}(p) = \text{déjà traité}$

                \item $I' = I \cap Q'$

                \item $T' = T \cap Q'$

                \item on ne garde de l'automate de départ que les états auxquels on a accédé, et les transitions associées

            \end{enumerate}

            Pour la deuxième étape, consistant à rendre l'automate co-accessible, on suit les mêmes étapes mais en partant des états terminaux, en remontant dans l'autre sens~:

            \begin{enumerate}

                \item $Q' = T$

                \item $\forall p \in T, \text{marque}(p) = \text{à traiter}$

                \item tant qu'il existe un sommet accessible depuis un état terminal qui n'a pas encore été traité, on prend un de ces sommets et on ajoute à l'automate tous les états accessibles depuis le sommet

                \item $\text{marque}(p) = \text{déjà traité}$

                \item $I' = I \cap Q'$

                \item $T' = T \cap Q'$

                \item on ne garde de l'automate de départ que les états auxquels on a accédé, et les transitions associées

            \end{enumerate}

        \subsubsection{Passage au langage complémentaire}

            Il faut commencer par compléter l'automate s'il n'est pas complet, puis on inverse les états terminaux et non terminaux.

        \subsubsection{Déterminisation}

            Pour passer d'un automate non déterministe à un automate déterministe, on va dérouler toutes les étapes de l'automate de départ en partant des états initiaux.
            S'il y a plusieurs états initiaux, on crée un nouvel état initial qu'on note comme l'ensemble des états initiaux de l'automate de départ.
            Ensuite, pour chaque transition possible on recopie les transitions en partant du nouvel état courant vers un ensemble d'états de l'automate de départ.
            Cela nous fait créer de nouveaux états, qu'on utilise comme état courant pour trouver les nouveaux états qu'on peut rejoindre.

            \begin{enumerate}

                \item création de l'état initial~: ensemble de tous les états initiaux de l'automate non déterministe de départ

                \item repérage des lignes dans le tableau de transitions concernant les états initiaux déterminés précédemment

                \item pour chaque transition de chacune de ces lignes, identification des états cibles, et renseignement des ensembles d'états cibles dans le nouveau tableau de transitions

                \item retour à l'étape de repérage des états déterminés précédemment

                \item identification des ensembles contenant au moins un état terminal dans l'automate de départ

            \end{enumerate}

            Algorithme~:

            \begin{itemize}
                \item $Q' \leftarrow \{I\}$ \\
                    $I' \leftarrow \{I\}$ \\
                    $\text{marque}(I) = \text{à traiter}$

                \item $\text{tant que } \{e' \in Q' \,|\, \text{marque}(e') = \text{à traiter}\} \neq \oslash$ \\
                    $\text{choisir } p' \in Q' \,|\, \text{marque}(p') = \text{à traiter}$

                    \begin{itemize}

                        \item $\forall x \in A$ \\
                            Soit $q' = \{q \in Q \,|\, \exists \, p \in p', (p,x,q) \in E\}$ \\
                            $q' \notin Q' \implies (Q' \leftarrow Q' \cup \{q'\}, \text{marque}(q') = \text{à traiter})$ \\
                            $E' \leftarrow E' \cup \{(p',x,q')\}$

                        \item $\text{marque}(p') = \text{déjà traité}$

                    \end{itemize}

                \item $T' = \{p' \in Q' \,|\, \exists \, p \in p', p \in T\}$

            \end{itemize}

        \subsubsection{Minimisation}

            \paragraph{Définition}

                Un automate minimal est celui qui contient le moins d'états possibles parmi tous les automates complets et déterministes correspondant au même langage.

                Pour un langage donné, il n'y a qu'un seul automate minimal.
                Pour prouver que deux automates reconnaissent le même langage, on peut donc les minimiser, ce qui rendra deux fois le même automate minimal.

                Pour minimiser un automate, il faut qu'il soit~:

                \begin{itemize}

                    \item déterministe

                    \item complet

                    \item accessible

                \end{itemize}

            \paragraph{Méthode}

                On commence par partir du principe que tous les états sont identiques.
                Puis on sépare les états qui n'ont pas les mêmes suffixes.
                Au bout d'un moment, tous les états regroupés ne pourront plus ête séparés.

                \begin{itemize}

                    \item Regroupement de tous les états en deux groupes~:
                        $N$ (états non terminaux) et $T$ (états terminaux).

                    \item Pour chaque groupe, séparation des états qui ont des suffixes différents.

                    \item Pour chaque groupe nouvellement obtenu, refaire l'étape précédente, de manière itérative, jusqu'à ce qu'aucun groupe ne peut être séparé~:

                        \begin{itemize}

                            \item soit parce qu'il n'a qu'un état

                            \item soit parce que tous ses états ont les mêmes suffixes

                        \end{itemize}

                \end{itemize}

        \subsubsection{Suppression des transitions $\varepsilon$}

\end{document}