2.3. FORMES CANONIQUES GRAPHIQUES 33 s k = |L k |+|H k |+1. Comme L k = ¬H k , on a |L k | = |H k | = |T k+1 |, d’où s k = 2s k+1 +1. Comme T n = △(x n ,0,1), on a s n = 1, et donc s k = 2 n−k+1 −1. Finalement, <strong>la</strong> taille <strong>de</strong> <strong>la</strong> formule f 1 est 2 n −1. On peut alors remarquer que f 1 (x 1 ,...,x n ) = 1 si et seulement si il y a un nombre impair <strong>de</strong> 1 dans [x 1 ...x n ]. Ceci signifie que <strong>la</strong> fonction f 1 est symétrique, c’est à dire invariante pour toute permutation <strong>de</strong> ses variables. En particulier, quel que soit l’ordre choisi sur les variables, <strong>la</strong> taille <strong>de</strong> son arbre réduit est 2 n −1. ✷ La complexité du calcul <strong>de</strong>s arbres réduits est liée à <strong>la</strong> complexité du problème consistant à savoir si une variable est redondante dans une formule. <strong>Une</strong> variable x est redondante dans une formule f si et seulement si (f[x ← 0] ⇔ f[x ← 1]). Or tester si une variable x est redondante sur un arbre réduit consiste simplement à parcourir l’arbre pour vérifier l’absence d’occurrence <strong>de</strong> x, ce qui est fait linéairement par rapport à <strong>la</strong> taille <strong>de</strong> l’arbre réduit, alors que le test <strong>de</strong> redondance est NP–complet sur une formule. Théorème 2.4 Savoir si une variable est redondante dans une formule propositionnelle est un problème NP–complet. <strong>Preuve</strong>. Soit f une formule propositionnelle <strong>de</strong> longueur n. Considérons <strong>la</strong> formule f ′ définie par (f ∧ x), où <strong>la</strong> variable x n’a pas d’occurrence dans f. Cette formule f ′ est construite en O(n). On a évi<strong>de</strong>mment f ′ [x ← 0] = 0, et f ′ [x ← 1] = f. Alors f est satisfiable si et seulement si x n’est pas redondante dans f ′ , ce qui montre que le problème <strong>de</strong> <strong>la</strong> redondance est NP–difficile. Réciproquement, soit f une formule <strong>de</strong> longueur n. On construit <strong>la</strong> formule f ′ définie par (f[x ← 0]⊕f[x ← 1]) en O(n). Alors x est redondante dans f si et seulement si f ′ n’est pas satisfiable. Donc le problème <strong>de</strong> <strong>la</strong> redondance se réduit polynomialement au problème <strong>de</strong> <strong>la</strong> satisfiabilité. ✷ L’élimination <strong>de</strong>s noeuds redondants diminue considérablement <strong>la</strong> taille <strong>de</strong>s arbres <strong>de</strong> Shannon dans bien <strong>de</strong>s cas. <strong>Une</strong> façon d’étudier l’intérêt <strong>de</strong>s arbres réduits par rapport aux arbres <strong>de</strong> Shannon est <strong>de</strong> calculer <strong>la</strong> fonction <strong>de</strong> répartition <strong>de</strong> leurs tailles, ainsi que leur taille moyenne. Soit N n s le nombre d’arbres réduits <strong>de</strong> taille s utilisant tout ou partie <strong>de</strong>s variables {x 1 ,...,x n } avec un ordre fixé. On dispose <strong>de</strong>s i<strong>de</strong>ntités suivantes. Les fonctions admettant un arbre réduit <strong>de</strong> taille nulle sont les fonctions qui ne possè<strong>de</strong>nt aucune variable non redondante, c’est à dire les <strong>de</strong>ux fonctions constantes 0 et 1, d’où N n 0 = 2. Les fonctions sur n variables x 1 ,...,x n qui possè<strong>de</strong>nt exactement une seule variable non redondante sont les fonctions du type λ⃗x.(x k ) ou λ⃗x.(¬x k ) pour 1 ≤ k ≤ n, d’où N n 1 = 2n. <strong>Une</strong> fonction sans variable est constante, donc <strong>de</strong> taille nulle, d’où N 0 s = 0 pour s > 0. La taille maximale d’un arbre réduit sur n variables est 2 n −1, d’où N n s = 0 pour s > 2 n −1. Le nombre <strong>de</strong> fonctions <strong>de</strong> {0,1} n vers {0,1} est 2 2n , d’où ( ∑ ∞ s=0 N n s) = 2 2n . Le nombre N n s est <strong>la</strong> somme <strong>de</strong> N n−1 s , qui est le nombre d’arbres réduits <strong>de</strong> taille s utilisanttoutoupartie<strong>de</strong>{x 1 ,...,x n−1 }, etdunombred’arbresréduits<strong>de</strong>taillesutilisant <strong>la</strong> variable x n . On construit un arbre réduit △(x n ,t,t ′ ) <strong>de</strong> taille s utilisant <strong>la</strong> variable x n
34 CHAPITRE 2. REPRÉSENTATION DES FORMULES PROPOSITIONNELLES s \ n 0 1 2 3 4 5 0 2 2 2 2 2 2 1 2 4 6 8 10 2 8 24 48 80 3 2 46 172 420 4 72 544 2000 5 72 1464 8648 6 32 3392 34464 7 2 6520 125148 8 10472 418504 9 13296 1284144 10 13408 3619744 11 9904 9356792 12 4896 22163360 13 1280 48026690 14 128 95006460 15 2 170962500 16 278598300 17 408770400 18 536272800 19 623837700 20 636879100 21 563235300 22 424271100 23 266115100 24 134750100 25 52805790 26 15122820 27 2930112 28 347264 29 21376 30 512 31 2 s moyen 0 0.5 1.625 4.085938 9.152008 19.30384 Table 1. Répartition par taille <strong>de</strong>s arbres réduits <strong>de</strong> Shannon. en choisissant <strong>de</strong>ux arbres réduits t et t ′ sur {x 1 ,...,x n−1 }, tels que |t| + |t ′ | = s − 1 et t ≠ t ′ . On en déduit les équations suivantes : ( 2s−1 ) ∑ N2s n = N2s n−1 + Nk n−1 ×N2s−k−1 n−1 (2.9) k=0 N n 2s+1 = N n−1 2s+1 + ( ∑2s ) Nk n−1 ×N2s−k n−1 −Ns n−1 (2.10) k=0
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3.5. CONCLUSION 83 suivants.
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Chapitre 4 Calcul de l’image d’
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4.2. CALCUL DIRECT DE IMG( ⃗ F,χ
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4.3. DÉCOMPOSITION DU CALCUL DE L
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4.4. RESTRICTEUR D’IMAGE 93 du Th
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4.5. L’OPÉRATEUR “CONSTRAIN”
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4.6. CHOIX D’UNE COUVERTURE 101 l
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4.7. RÉSULTATS EXPÉRIMENTAUX ET D
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4.7. RÉSULTATS EXPÉRIMENTAUX ET D
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4.8. CONCLUSION 107 4.8 Conclusion
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Chapitre 5 Calcul de l’image réc
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5.2. CALCUL DE PRE( F,CNS,χ) ⃗
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5.5. CONCLUSION 117 graphes de la f
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CONCLUSION 119 Conclusion Lavérifi
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Annexes 121
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124 ANNEXE A. TERME, RÉÉCRITURE,
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