Mathématiques pour l'informatique - Logique des prédicats, théorie des ensembles

Une théorie mathématique est un ensemble d'affirmations, les assertions ou propositions vraies. Une assertion peut être admise, auquel cas on parle d'axiome ou de postulat — c'est incontournable, on ne peut pas créer une théorie ex nihilo — ou être obtenue à l'aide de règles de déductions logiques et d'autres assertions dont les axiomes. En complément de la logique propositionnelle, on enrichit le langage mathématique de symboles spécifiques à la théorie en précisant leur syntaxe et comment ils s'articulent avec la logique propositionnelle. Plus précisément, le langage de la logique des prédicats va nous permettre de construire de nouvelles propositions. Ce langage n'entre donc pas en concurrence avec celui de la logique propositionnelle mais l'enrichit.

Cette vision formaliste ne doit pas faire perdre de vue que les mathématiques seraient impraticables ou pour le moins considérablement entravées si l'on s'interdisait l'usage de la langue naturelle pour s'exprimer. Autrement dit, faire des mathématiques ne peut pas se résumer à la construction d'énoncés formels qui respectent une syntaxe stricte, à la manière d'un langage de programmation. Parler d'un entier naturel \(n\) pair n'est pas moins rigoureux que d'écrire \(n\in\N\) et que \(n\) satisfait la proprosition suivante \begin{equation} \label{eq:entierpair} \exists k\in \N\ n={\color{#FF8}2}k \end{equation} Cette proposition, — si elle n'est pas compréhensible à ce stade, elle devrait l'être à la fin de ce chapitre —, est en revanche bien plus efficace s'il faut démontrer que le carré d'un entier pair est pair. En effet, si \(n\) est pair, on dispose d'après \((\ref{eq:entierpair})\) d'un entier naturel \(k\) tel que \(n=2k\). On démontre alors que les trois implications suivantes sont vraies grâce aux propriétés du calcul en arithmétique sur \(\N\) : \begin{align*} \boxed{n={\color{#FF8}2}k}\ &\then\ n^2=({\color{#FF8}2}k)^2\\ n^2=({\color{#FF8}2}k)^2\ &\then\ n^2=4k^2\\ n^2=4k^2\ &\then\ \boxed{n^2={\color{#FF8}2}(2k^2)}. \end{align*} Et la transitivité de l'implication nous donne \[ (n={\color{#FF8}2}k)\ \then\ (n^2={\color{#FF8}2}(\underbrace{2k^2}_K)).\] En supposant que \(n=2k\), on a donc pu construire l'entier \(K:=2k^2\) tel que \(n^2=2K\), prouvant ainsi d'après la règle du modus ponens que si \(n\) est pair, son carré l'est aussi.

Le langage mathématique est un outil extrêmement puissant pour exprimer des concepts et les manipuler en les objectivants, mais les mathématiques ne peuvent être réduites à un langage, pas plus que l'informatique d'ailleurs.

Il est intéressant de noter que sur le terrain du langage, la mathématique et l'informatique font en quelque sorte chemin inverse. La nécessité de rigueur a contraint les mathématiciens à s'éloigner de la langue naturelle en développant un langage de plus en plus formel et astreignant, alors que les informaticiens cherchent au contraire à développer des langages de programmation de plus en plus proches de la langue naturelle. Les langages de programmation sont en quelque sorte l'achèvement de ce qu'est censé être un langage mathématique idéalisé, ne serait-ce que du point de vue lexical et syntaxique, les programmeurs en font la douloureuse expérience au quotidien, la moindre erreur est immédiatement sanctionnée.

Une nouvelle assertion obtenue par déduction est appelée théorème, ou lemme si le résultat est une étape importante pour l'obtention d'un théorème, ou parfois proposition*(*) au sens de cette définition et non pas d'une formule de la logique propositionnelle., ou encore corollaire lorsqu'il s'agit d'une conséquence directe d'un théorème. Stricto sensu, chaque proposition intermédiaire obtenue dans une démonstration constitue un théorème, mais nous ne mettons en évidence que celles qui nous paraissent importantes, les autres restent dans l'anonymat.

Le rôle premier d'une démonstration est de valider un résultat, elle agit un peu comme un processus de certification qui n'explique pas nécessairement le pourquoi du résultat en question. Ce processus de certification formel peut-être particulièrement abscons et il est souvent nécessaire de revisiter une preuve de façon informelle pour comprendre les raisons qui permettent d'établir un résultat. De la même manière, un algorithme s'adresse à un être humain et explicite comment obtenir un résultat, alors qu'un programme en assembleur qui réalise cet algorithme n'est plus qu'une succession d'instructions qui sont difficilement compréhensibles par le lecteur et qui n'ont plus aucun rôle explicatif.

Exemple. Considérons les deux carrés à gauche et à droite ci-dessus de mêmes côtés \(A+B\). On construit chacun des deux rectangles jaunes de la figure à droite en couplant \(2\) triangles jaunes tête-bêche de la figure à gauche. On en déduit que les aires bleues à gauche et à droite sont égales ce qui nous permet, en calculant de deux manières la surface du grand carré d'établir le théorème de Pythagore : le carré de l'hypothénuse d'un triangle rectangle est égal à la somme des carrés des autres côtés : \[H^2=A^2+B^2.\]

Cette démonstration est informelle mais justifie de manière compréhensible le résultat. Une preuve formelle utiliserait, par exemple, les outils de la géométrie cartésienne comme les vecteurs et le produit scalaire pour établir le résultat de manière algébrique.

Nous avons déjà vu trois méthodes communes qui sont utilisées pour faire une démonstration, sans qu'elles soient exclusives*(*) Exemple typique de l'effort à faire pour lever les ambiguïtés ou imprécisions de la langue naturelle. Sans cette précision, le lecteur ne sait pas si ces trois méthodes de démonstration sont les seules possibles ou non. :

La théorie mathématique dans laquelle nous discourons, tout au moins dans ce cours, est une axiomatisation de la théorie des ensembles développée par G. Cantor à la fin du 19ème siècle, proposée par les mathématiciens allemands E. Zermelo et A. Fraenkel (abrégée en théorie ZF) pour en éliminer les paradoxes. Elle est l'aboutissement de questionnements philosophiques sur la nature du raisonnement et de la construction des ensembles qui ont culminés à la charnière du xix-ème et du xx-ème siècle. Bien entendu, les mathématiciens n'ont pas attendu le xx-ème siècle et cette théorie pour faire des démonstrations. L'apparition de contradictions et de paradoxes, conséquence de manipulations sans contraintes des ensembles infinis, a mis en péril l'édifice mathématique et a nécessité d'en fixer les règles. Pour faire une métaphore routière, conduire sur les routes sans fixer quelques règles de circulation peut aboutir à des accidents.

Cette théorie identifie tous les objets manipulés à des ensembles, nombres, fonctions, relations, vecteurs, etc. Elle fournit un nombre limité d'axiomes et de règles pour justifier leur existence ou pour les construire. Elle n'est pas la théorie des ensembles, au sens défini singulier, bien que nous emploierons souvent cette expression, mais plutôt un codage particulier et cohérent des objets qui étaient déjà utilisés en mathématiques. La plupart des axiomes expriment des propriétés qui semblent évidentes pour les ensembles tels que nous les concevons naïvement. Ils précisent dans quel cadre nous pouvons construire de nouveaux ensembles à partir de ceux que nous connaissons déjà.

L'objet de cette théorie n'est pas d'expliquer ce que sont les ensembles, mais d'établir des règles de construction afin d'éviter des paradoxes. Nous ne ferons qu'effleurer ces questions délicates dans ce cours de licence, elles seront à nouveau abordées dans un cours de calculabilité de master d'informatique. Dans la suite nous ne présenterons que les axiomes que nous utilisons intensivement, ils illustrent la démarche qui sous-tend cette théorie et dont la dimension systématique est très proche de la théorie des langages en informatique.

Plus prosaïquement, nous concevons un ensemble comme une collection d'objets, comme un regroupement, à la manière d'un sac de billes. Cette vision informelle est non seulement légitime mais indispensable pour élaborer nos raisonnements, il est donc exclu de la sacrifier sur l'autel du formalisme, elle est suffisante pour la licence. C'est celle du mathématicien allemand Georg Cantor qui fut l'un des pionniers sur cette question :

Les deux mots clés dans cette définition sont les mots définis et discernables. Le premier signifie que l'on doit être en mesure de dire pour tout objet s'il est un élément ou non de l'ensemble \(X\). Le second signifie que l'on doit être en mesure de distinguer les éléments d'un ensemble. Ces deux conditions expriment le fait qu'un ensemble est totalement caractérisé par ses éléments.

Les conditions définis et discernables font émerger deux relations spécifiques à la théorie des ensembles, respectivement la relation d'appartenance notée \(\in\) et la relation d'égalité notée \(=\). La proposition \(x\) est un élément de \(X\) est codée par l'expression \(x\in X\) et la proposition \(x\) est égal à \(y\) est codée \(x=y\). On écrit généralement \(x\not\in X\) au lieu de \(\neg (x\in X)\) et \(x\not= y\) au lieu de \(\neg(x=y)\). Rien n'empêche un ensemble d'être lui-même l'élément d'un autre ensemble. Si \(x\) et \(y\) satisfont \(x=y\), cela entraîne qu'ils sont synonymes, on peut échanger leurs rôles dans n'importe quelle expression mathématique sans rien changer à son interprétation.

D'autres symboles spécifiques à la théorie des ensembles sont utilisés, en particulier l'accolade ouvrante \(\{\) et l'accolade fermante \(\}\). Quand le nombre d'éléments qui définissent un ensemble \(X\) est fini — nous verrons le sens précis de la finitude dans cette théorie plus tard —, on peut le représenter par la liste de ses éléments délimités par ces deux symboles respectivement. Par exemple

dont les éléments sont \(1\), \(f\), \(3\) et \(x\). Cette écriture est appelée écriture en extension de \(X\).

Les deux symboles \(\{\) et \(\}\) sont chargés de sens, faire l'accolade est synonyme d'embrasser et ceci désigne l'action qui consiste à entourer quelque chose ou quelqu'un avec ses bras, ce que représentent explicitement ces symboles.

Comme un ensemble est entièrement déterminé par ses éléments, les répétitions éventuelles d'un même élément dans l'écriture en extension d'un ensemble sont redondantes, ainsi \[\{a,a,b,a,c\}=\{a,b,c\}.\] Un même identificateur, \(a\) dans notre exemple, ne peut pas décrire des objets différents d'un ensemble, alors que dans une interprétation physique des ensembles, on peut y ranger plusieurs exemplaires d'un même objet, comme trois stylos bic bleus par exemple, mais s'ils sont indistinguables, il ne sont pas pour autant égaux au sens mathématique. D'autre part, l'ordre dans lequel apparaissent les éléments d'un ensemble n'a aucune importance, par exemple : \[\{a,b,c\}=\{b,a,c\}=\{a,c,b\},\ \text{etc.}\]

Nous utiliserons deux symboles pour l'égalité, le symbole simple \(=\) et le symbole composé \(:=\) qui sont strictement synonymes du point de vue logique. Les deux points qui précèdent l'égalité ont un simple rôle sémantique et signifient que l'objet à gauche est défini par celui de droite, généralement une construction mathématique, l'égalité logique qui en découle est alors une conséquence de cette définition. Ainsi on distinguera l'assertion \(3=1+2\) de la définition \(X:=\{a,b,c\}\) qui signifie que \(X\) est l'ensemble constitué des trois objets \(a\), \(b\) et \(c\), faisant alors de \(X=\{a,b,c\}\) une nouvelle assertion. C'est une notation extrêmement commode héritée des concepteurs de langages de programmation comme le Pascal, qui ont eu l'idée inspirée de distinguer l'égalité de l'affectation.

Nous allons étudier la logique des prédicats, dite également logique du premier ordre, dans le cadre de la théorie des ensembles. La démarche est similaire à celle que nous avons présentée pour la logique propositionnelle, nous commençons par étudier sa syntaxe. Contrairement à la logique propositionnelle où les variables ne peuvent prendre leurs valeurs que dans l'ensemble \(\{\top,\bot\}\), les variables de la logique des prédicats peuvent prendre leurs valeurs dans des univers quelconques, en particulier dans des ensembles dans le cadre de la théorie ZF qui nous concerne ici.

Un prédicat à \(q\) variables \(x_1,x_2,\ldots,x_q\) est généralement noté de manière préfixe, c'est-à-dire \(P(x_1,x_2,\ldots,x_q)\) et on dit également que \(P\) est un prédicat \(q\)-aire. Stricto sensu, conformément à la définition ci-dessus, un prédicat contient au moins une variable, sinon il s'agit d'une proposition, mais il est commode de considérer qu'une variable propositionnelle est un prédicat d'arité \(0,\) ce qui va nous permettre d'encapsuler le langage du calcul propositionnel dans celui des prédicats.

La syntaxe des formules de la logique des prédicats hérite des règles du calcul propositionnel, mais on connecte cette fois des prédicats. Notons que si l'on se limite aux prédicats d'arité \(0\), les propositions, on retrouve le langage du calcul propositionnel. Dans le cadre de la théorie ZF on va pouvoir constituer de nouveaux prédicats en enrichissant le lexiqueavec des ensembles et des symboles spécifiques, pour commencer \(=\), \(\in\), \(\{\), et \(\}\).

L'expression \(x\in\{1,2\}\) est un prédicat d'une variable \(x\). L'expression \(\neg(x\in y)\) est un prédicat à deux variables \(x\) et \(y\). Ainsi l'expression \((x\in\{1,2\})\wedge(\neg(x\in y))\) est un nouveau prédicat à deux variables \(x\) et \(y\). On peut, bien sûr, combiner des prédicats (au sens strict) et des propositions comme \((1=2)\then (x\in y)\) qui définit ici un prédicat à deux variables \(x\) et \(y\).

On conserve la même terminologie que pour la logique propositionnelle quand on fixe la valeur d'une ou plusieurs variables d'un prédicat, il s'agit encore d'une interprétation. Notons que si une seule variable a été interprétée dans un prédicat à \(q\) variables, on dispose alors d'un prédicat à \(q-1\) variables.

Par exemple \(x\in\{1,2\}\) est un prédicat \(P(x)\) à une variable \(x\) et \(P(4)\) est une proposition qui est interprétée comme fausse. En anticipant sur l'étude de l'arithmétique, l'expression \(n\leq 2k\) est un prédicat \(P(n,k)\) à deux variables \(n\) et \(k\) entières, \(P(n,2)\) est un prédicat \(n\leq 4\) à une variable \(n\) et \(P(1,2)\) est une proposition interprétée comme vraie alors que \(P(2,1)\) est une proposition interprétée comme fausse.

La théorie des ensembles de Zermelo-Fraenkel, ou en condensé théorie zf, distingue deux types de prédicats :

Les axiomes de la théorie des ensembles élaborée par Zermelo et Fraenkel ont pour objet de fournir une famille de prédicats collectivisants suffisamment riche pour pouvoir coder tous les objets dont les mathématiciens ont besoin, mais en bridant la construction de nouveaux ensembles afin de ne pas créer de monstres générant des paradoxes. A contrario, la théorie ne dit pas quels sont les prédicats qui ne sont pas collectivisants. Sont disqualifiés de fait tous ceux dont les ensembles associés, s'ils existaient, permettraient d'en déduire une contradiction. Cantor ne faisait pas ce distinguo et son principe d'abstraction affirmait que tout prédicat définit un ensemble, ce que l'on traduirait dans le langage de la théorie ZF, en affirmant que tous les prédicats sont collectivisants. L'application de ce principe permet de construire des paradoxes, le plus célèbre d'entre eux étant probablement le paradoxe de Russel *(*) Bertrand Russel était un philosophe et mathématicien anglais et l'un des fondateurs de la logique contemporaine. Il a découvert ce paradoxe en 1901. : considérons \(P(x)\) le prédicat

Supposons que \(P(x)\) soit collectivisant en \(x\). On dispose alors de l'ensemble

Montrons que \((X\in X)\then (X\not\in X)\). Par construction, les éléments \(x\) de l'ensemble \(X\) satisfont le prédicat \(x\not\in x\) et comme \(X\) est un élément de \(X\), lui aussi et donc \(X\not\in X\). Par conséquent la règle du modus ponens nous permet d'affirmer que si \(X\in X\) alors \(X\not\in X\) ce qui est contradictoire. Le principe de non contradiction nous oblige donc à réfuter l'hypothèse \(X\in X\), autrement dit à affirmer que \(X\not\in X\). Mais dans ce cas, l'ensemble \(X\) satisfait le prédicat \(P(x)\) et doit donc appartenir à l'ensemble \(X\) et on a de nouveau une contradiction. Voilà qui met en lumière la nécessité d'être très attentif à l'articulation entre des objets syntaxiques et l'interprétation que l'on en fait.

La théorie des ensembles avait pour principal objectif de s'assurer que ce nouveau langage mathématique n'aboutirait jamais plus à des contradictions. Malheureusement le logicien autrichien Kurt Gödel a mis fin à cet espoir en démontrant en 1931 que dans toute théorie mathématique suffisamment riche pour coder l'arithmétique, il existe des propositions indécidables, c'est-à-dire qu'il n'existe aucune preuve qu'elles sont vraies ni qu'elles sont fausses (dans le cas contraire une proposition est décidable). D'autre part une théorie mathématique ne permet pas de prouver sa propre cohérence, c'est-à-dire qu'elle ne permet pas de prouver qu'elle n'engendre pas des paradoxes. Les conséquences des travaux de Gödel ont un impact tout aussi dévastateur en informatique, c'est ce que vous étudierez dans un cours de calculabilité.

Deux nouveaux symboles permettent de construire des propositions à l'aide d'un prédicat \(P(x)\) et des règles syntaxiques suivantes :

En pratique, la variable \(x\) est choisie dans un ensemble \(X\), on utilise alors très souvent les deux expressions suivantes : \begin{align} \label{eq:universel} \color{white}\forall x\in X\ &{\color{white} P(x)}\ \ \text{pour coder}\ \ \forall x\ \left(x\in X\then P(x)\right),\\ \label{eq:existentiel} \color{white}\exists x\in X\ &{\color{white} P(x)}\ \ \text{pour coder}\ \ \exists x\ \left(x\in X\wedge P(x)\right). \end{align}

Quand un quantificateur précède une variable \(x\), on dit qu'elle est quantifiée ou qu'il s'agit d'une variable liée (sous-entendu à un quantificateur). Dans ce cas, on parle également de variable muette ou anonyme au sens où elle peut être remplacée partout dans l'expression par n'importe quelle autre sans en changer le sens. On peut s'en convaincre en remplaçant \(x\) par \(y\) dans les deux expressions \((\ref{eq:universel})\) et \((\ref{eq:existentiel})\). Ces deux expressions sont donc bien des propositions et pas des prédicats. Quand une variable n'est pas quantifiée elle est dite libre. Quand toutes les variables d'une formule de la logique des prédicats sont quantifiées, la formule est dite close.

Pour se convaincre que les expressions \((\ref{eq:universel})\) et \((\ref{eq:existentiel})\) sont bien des propositions et pas des prédicats, il suffit de considérer la première comme la conjonction des propositions \(P(x)\) pour tous les \(x\) et la seconde comme la disjonction des propositions \(P(x)\) pour tous les \(x\).

Pour démontrer une proposition du type \(\forall x\in X\ \ P(x)\), on se donne un élément \(x\) quelconque de l'ensemble \(X\) et on montre que \(P(x)\) est vraie. Comme \(x\) est quelconque il symbolise n'importe quel élément de \(X\), ainsi si la proposition \(P(x)\) est vraie, elle l'est aussi pour tout autre élément de \(X\). Pour démontrer une proposition du type \(\exists x\in X\ \ P(x)\), il faut exhiber un élément particulier \(x\) de l'ensemble \(X\) tel que \(P(x)\) soit vraie, il peut d'ailleurs en exister plusieurs.

Il arrive souvent que l'on ait besoin d'exprimer l'existence d'un objet et que celui-ci est unique. On rajoute alors un point d'exclamation à la suite du quantificateur existentiel pour le signifier. La proposition \(\exists!\, x\in X\ P(x)\) est logiquement équivalente à la proposition \begin{equation} \underbrace{(\exists x\in X\ \ P(x))}_{\text{existence}}\;\wedge\;\underbrace{\Big(\forall x\in X\ \forall y\in X\ \ \big((P(x)\wedge P(y))\Rightarrow (x=y)\big)\Big)}_{\text{unicité}}. \end{equation} Le terme gauche de cette conjonction code l'existence de \(x\) et le terme droit son unicité en exprimant sous forme contraposée que deux éléments distincts \(x\) et \(y\) de l'ensemble \(X\) ne peuvent simultanément satisfaire le prédicat : \((x\neq y)\then \neg(P(x)\wedge P(y))\).

La négation des deux expressions \((\ref{eq:universel0})\) et \((\ref{eq:existentiel0})\) est conforme à celle des énoncés correspondants en langue naturelle : \begin{align*} \neg (\forall x\ P(x))&\equiv \exists x\ \neg P(x)\\ \neg (\exists x\ P(x))&\equiv \forall x\ \neg P(x) \end{align*} avec pour déclinaisons sur un ensemble \(X\) \begin{align} \label{eq:negA} \neg ({\color{orange}\forall x\in X\ P(x)})&\equiv {\color{green}\exists x\in X\ \neg P(x)}\\ \label{eq:negE} \neg ({\color{lightblue}\exists x\in X\ P(x)})&\equiv {\color{lightgreen}\forall x\in X\ \neg P(x)} \end{align}

Illustrons l'équivalence logique \((\ref{eq:negA})\) en langue naturelle en supposant que \(X\) désigne l'ensemble des étudiants qui suivent ce cours de mathématiques et \(P(x)\) le prédicat dont l'interprétation est \(P(x)\) est vrai si et seulement si l'étudiant \(x\) comprend le cours. La négation de la proposition

Ainsi, quand on veut démontrer qu'une proposition du type \(\color{orange}\forall x\in X\ \ P(X)\) est fausse, autrement dit que sa négation est vraie, il suffit d'exhiber un élément \(\color{green}x\in X\) tel que \(\color{green}\neg P(x)\), qu'on appelle un contre-exemple.

Passons à l'équivalence logique \((\ref{eq:negE})\). La négation de la proposition

Le langage mathématique ne peut laisser la place qu'à une unique interprétation. Ces différents énoncés montrent au passage que la variable \(x\) est bien muette, nous ne l'avons jamais mentionnée pour exprimer \((\ref{eq:negA})\) ou \((\ref{eq:negE})\).

La langue française est truffée de chausse-trappes, et il est très facile de faire un faux raisonnement en lui donnant l'apparence de justesse, on parle alors de sophisme (ce que ne manquent jamais de faire les politiciens) ou de paralogisme quand c'est involontaire.

Les difficultés commencent quand on manipule des prédicats de plusieurs variables et que l'on quantifie tout ou partie de leurs variables. Par exemple, un prédicat \(P(x,y)\) dont la variable \(x\) a été quantifiée est un prédicat de la variable \(y\). Considérons le prédicat \(P(x,y)\) défini sur deux variables réelles \(x\) et \(y\) suivant : \[x^2-y= 1\] On peut définir le prédicat \(Q(x)\) de la variable \(x\) suivant \[\exists y\in\R\quad x^2-y= 1\] et la proposition \(\forall x\in\R\ Q(x)\), soit \[\forall x\in\R\ (\exists y\in\R\quad x^2-y = 1)\] que l'on écrit souvent en omettant les parenthèses : \begin{equation}\label{eq:AE} \forall x\in\R\ \exists y\in\R\quad x^2-y = 1. \end{equation} Cette proposition est vraie. En effet, quelle que soit la valeur du réel \(x\), le nombre réel \(y\) défini par \(y=x^2-1\) satisfait l'équation de la proposition \((\ref{eq:AE})\). Échangeons à présent les deux quantificateurs et étudions la signification de cette nouvelle proposition : \[\exists y\in\R\ \forall x\in\R\quad x^2-y = 1.\] Replaçons tout d'abord les parenthèses (ce n'est qu'une fois que ces écritures seront familières que l'on pourra se dispenser de cette étape) : \begin{equation}\label{eq:EA} \exists y\in\R\ (\forall x\in\R\quad x^2-y = 1). \end{equation} Cette nouvelle proposition est fausse. En effet, notons \(y_0\) un nombre réel \(y\) tel que tout nombre réel \(x\) satisfait l'égalité de la proposition \((\ref{eq:EA})\). Si tous les nombres réels \(x\) satisfont l'égalité \((\ref{eq:EA})\) pour \(y=y_0\), c'est le cas en particulier des nombres \(0\) et \(1\). On peut donc affirmer que \begin{align*} 0^2-y_0&=1^2-y_0 \end{align*} proposition équivalente à la proposition (prouvez le) : \begin{align*} 0=1 \end{align*} qui est fausse. Nous avons exhibé là un contre-exemple.

Il faut donc prendre garde à l'ordre des quantificateurs et en particulier replacer les parenthèses absentes si l'on doit propager une négation comme \((\ref{eq:negA})\) ou \((\ref{eq:negE})\) pour des prédicats à plusieurs variables.

Nous allons à présent introduire la terminologie de base de la théorie des ensembles et définir pas-à-pas les opérations élémentaires sur les ensembles. On commence par l'inclusion.

Attention aux confusions possibles à cause des différences d'acception d'un mot en langue naturelle ou en mathématiques. En français, l'inclusion est synonyme d'appartenance, alors que les l'inclusion \(\subseteq\) et l'appartenance \(\in\) ne signifient pas la même chose en théorie des ensembles.

On note \(X\not\subseteq Y\) plutôt que \(\neg(X\subseteq Y)\). Dans l'assertion \(X\) est une partie de \(Y\), il n'y a plus mention de la variable \(x\) de la proposition \((\ref{eq:inclusion})\), elle est donc bien muette. L'axiome d'extension dit que deux ensembles sont égaux si et seulement s'ils ont exactement les mêmes éléments :

Soit \(X,Y\) deux ensembles. Alors \(X=Y\) si et seulement si \begin{equation} \label{eq:egaliteensembles} (X\subseteq Y)\wedge (Y\subseteq X). \end{equation}

C'est cet axiome que l'on applique quand on veut démontrer que deux ensembles \(X\) et \(Y\) sont égaux, on démontre la double inclusion. Cela consiste à se donner un élément quelconque \(x\in X\) et à démontrer qu'il appartient à l'ensemble \(Y\), puis à démontrer la réciproque.

Si l'on dispose de deux objets \(a\) et \(b\), l'axiome de la paire permet de considérer l'ensemble constitué de ces deux objets.

Soit \(a\) et \(b\) deux objets. Le prédicat \((x=a)\vee(x=b)\) est collectivisant en \(x\). L'ensemble des éléments qui le satisfont est noté \(\{a,b\}\), \[\{a,b\}=\{x\such (x=a)\vee(x=b)\}.\] Il est appelé paire \(\{a,b\}\).

Dans le cas où \(a=b\), la paire \(\{a,b\}\) est réduite à \(\{a\}\), on l'appelle singleton \(a\). L'axiome de la paire nous permet de considérer un ensemble avec deux objets et c'est grâce à cet axiome et à l'axiome de réunion plus loin, que l'on peut définir l'écriture en extension d'un ensemble.

L'axiome de sélection (ou axiome de compréhension ou encore axiome de séparation) est déjà bien connu du lecteur après le cours de mathématiques générales, il est utilisé en permanence. C'est la restriction du principe d'abstraction de Cantor, tout prédicat \(P(x)\) définit un ensemble, à condition que les objets \(x\) qui vérifient \(P(x)\) soient sélectionnés dans un ensemble préexistant :

Soit \(X\) un ensemble et \(P(x)\) un prédicat. Le prédicat \((x\in X)\wedge P(x)\) est collectivisant en \(x\). L'ensemble des éléments \(x\) de \(X\) tels que \(P(x)\) est vrai est noté \begin{equation} \label{eq:compr} \{x\in X\such P(x)\}. \end{equation}

On peut donc collecter les éléments d'un ensemble \(X\) qui satisfont un prédicat quelconque \(P(x)\). Il est clair qu'il s'agit d'un sous-ensemble de \(X\) et que cet axiome ne permet donc pas de créer un ensemble trop gros si \(X\) a été construit conformément à la théorie. L'écriture \((\ref{eq:compr})\) d'un ensemble est dite écriture en compréhension de l'ensemble.

Une fois étudiées les fonctions \(f:X\to Y\) au chapitre Relations, applications, on écrira \[\{f(x)\such x\in X\}\] pour l'ensemble \[\{y\in Y\such \exists x\in X\ y=f(x)\}.\] Ainsi l'ensemble \(\{7n\such n\in \N\}\) décrit l'ensemble des entiers naturels multiples de \(7\). Certains langages de programmation autorisent une écriture similaire à l'écriture en compréhension pour construire de nouveaux objets. Par exemple en Python la liste \(A\) ci-dessous est définie en compréhension :

A = [n for n in range(10) if n % 2 == 0]

En notant \(X=\{0,1,2,3,4,5,6,7,8,9\}\) et \(P(n)\) le prédicat \(\exists k\in\N\ n=2k\), la construction de la liste \(A\) des nombres entiers de \(X\) qui sont pairs en Python ci-dessus correspond à la construction de l'ensemble \(A=\{n\in X\such \exists k\in\N\ n=2k\}\) grâce à l'axiome de sélection.

L'axiome de la réunion permet de collecter tous les éléments des différents ensembles qui appartiennent à un ensemble donné :

Soit \(Y\) un ensemble. Le prédicat \(\exists X\ (X\in Y)\wedge(x\in X)\) est collectivisant en \(x\). Il existe donc un ensemble qui contient tous les éléments appartenant aux éléments de \(Y\). On l'appelle réunion de \(Y\) et on le note \begin{equation}\label{eq:union} \displaystyle\bigcup_{X\in Y}X \end{equation}

Quand l'ensemble \(X=\{A,B\}\) est une paire d'ensembles, sa réunion est notée \(A\cup B\). C'est grâce à l'axiome de la réunion et à l'axiome de la paire que l'on a pu construire l'ensemble \((\ref{eq:ens4})\), c'est la réunion des paires \(\{1,f\}\) et \(\{3,x\}\). La réunion de l'ensemble \(\{\{a\},\{a,b,d\},\{a,c\},\{b,d\}\}\) est l'ensemble \(\{a,b,c,d\}\).

Soit \(X\) un ensemble. L'ensemble \(\{x\in X\such x\not= x\}\) existe et ne dépend pas de \(X\). On l'appelle l'ensemble vide et on le note \(\varnothing\).

À un ensemble \(X\) on associe l'ensemble \(\varnothing_X:=\{x\in X\such x\not=x\}\) qui formalise l'idée naïve qu'il ne contient aucun élément (aucun élément de l'ensemble \(X\) ne satisfait le prédicat \(x\not=x\)). Nous allons montrer que cet ensemble ne dépend pas de \(X\). D'après l'axiome de la paire, on peut définir la paire \(\{X,Y\}\) puis l'ensemble \(U=X\cup Y\) d'après l'axiome de réunion. Soit \(P(x)\) le prédicat \(\neg (x=x)\). L'axiome de sélection permet de construire les deux ensembles \(\{x\in X\such P(x)\}\) et \(\{x\in Y\such P(x)\}\). La proposition \[\forall x\in U\quad x\in X \Rightarrow x\in Y\] est vraie puisque \(x\in X\) est fausse, on a donc montré que \(X\subseteq Y\) et il suffit d'échanger le rôle de \(X\) et \(Y\) pour obtenir \(Y\subseteq X\). Nous venons donc de démontrer que ces deux ensembles sont égaux (cf. \((\ref{eq:egaliteensembles})\)).

Soit \(P(x)\) un prédicat quelconque. En se souvenant de (\ref{eq:universel}) et (\ref{eq:existentiel}), on comprend pourquoi la proposition \(\forall x\in\varnothing\ P(x)\) est une tautologie qui affirme que tout élément de l'ensemble vide satisfait le prédicat \(P(x)\) (on rappelle que \(\bot\then A\) est toujours vrai) et la proposition \(\exists x\in\varnothing\ P(x)\) est une antilogie qui affirme qu'aucun élément de l'ensemble vide ne satisfait le prédicat \(P(x)\).

Soit \(X\) et \(Y\) deux ensembles. La différence entre les ensembles \(X\) et \(Y\) est l'ensemble \(\{x\in X\such x\not\in Y\}\). On le note \(X\setminus Y\). Si de plus \(Y\subseteq X\), alors la différence \(X\setminus Y\) est appelée complémentaire de \(Y\) dans \(X\).

On note parfois \(\complement_XY\) le complémentaire de \(Y\) dans \(X\) ou encore \(\overline{Y}\) si le contexte discursif établit clairement quel est l'ensemble de référence \(X\).

Exemples : \(X\setminus X=\varnothing\) et \(X\setminus\varnothing=X\) ou encore \(\{a,b\}\setminus\{a\}=\{b\}\).

Soit \(X\) et \(Y\) deux ensembles. L'intersection des ensembles \(X\) et \(Y\) est l'ensemble \(\{x\in (X\cup Y)\such (x\in X)\wedge (x\in Y)\}\). On le note \(X\cap Y\).

Deux ensembles \(X\) et \(Y\) dont l'intersection \(X\cap Y=\varnothing\) est vide sont dits disjoints. En particulier l'ensemble vide est disjoint de tout ensemble \(X\). On note parfois la réunion de deux ensembles disjoints \(A\sqcup B\). L'intersection d'un ensemble d'ensembles à la manière de la réunion d'un ensemble sera définie au chapitre prochain. La différence symétrique entre deux ensembles \(X\) et \(Y\) est l'ensemble \((X\cup Y)\setminus(X\cap Y)\), on le note \(X\;\Delta\;Y\).

Pour aider à la compréhension, on représente parfois les opérations ensemblistes à l'aide d'un diagramme de Venn.*(*) John Venn était un mathématicien anglais du début du 20-ème siècle Les ensembles sont représentés sous forme de cercles ou de patates qui se chevauchent. Vous pouvez visualiser le résultat des différentes opérations ensemblistes en les survolant ci-dessous :

L'axiome des parties permet de considérer l'ensemble dont les éléments sont tous les sous-ensembles de \(X\). Nous verrons au chapitre Combinatoire qu'il est considérablement plus grand que \(X\).

Soit \(X\) un ensemble. Le prédicat \(Y\subseteq X\) est collectivisant en \(Y\). Il existe donc un ensemble noté \(\def\P={\mathscr P}\P(X)\) tel que \begin{equation} \P(X)=\{Y \such Y\subseteq X\} \end{equation} Cet ensemble est appelé ensemble des parties de \(X\).

L'ensemble vide est une partie de tout ensemble \(X\) puisque \(x\in\varnothing\then x\in X\) est une proposition vraie puisque \(x\in\varnothing\) est fausse. Un ensemble est bien sûr inclus dans lui-même, par conséquent l'ensemble des parties d'un ensemble \(X\) contient toujours la partie vide \(\varnothing\) et l'ensemble \(X\). Par exemple si \(X=\{a,b,c\}\), on a \[\P(X)=\{\varnothing,\{a\},\{b\},\{c\},\{a,b\},\{a,c\},\{b,c\},X\}.\] D'autre part, l'ensemble des parties de l'ensemble vide \(\P(\varnothing)=\{\varnothing\}\) qui n'est pas l'ensemble vide puisqu'il contient l'élément \(\varnothing\).

L'ordre dans lequel nous écrivons les éléments d'un ensemble en extension n'a pas d'importance, la paire \(\{x,y\}\) est donc égale à la paire \(\{y,x\}\). Comment définir un nouvel objet mathématique similaire à une paire mais pour lequel l'ordre dans lequel on écrit les deux objets a une importance ? On admettra le résultat suivant.

Soit \(x\) et \(y\) deux objets. La paire \(\{\{x\},\{x,y\}\}\) est appelé couple \(x\), \(y\) et on le note \((x,y)\). Soit \(X\) et \(Y\) deux ensembles. L'ensemble des couples \((x,y)\) tels que \(x\in X\) et \(y\in Y\) existe, on le note \(X\times Y\) et on l'appelle produit cartésien de \(X\) et \(Y\).

Le premier (resp. deuxième) terme d'un couple \(c=(x,y)\) s'appelle la première projection (resp. deuxième projection) du couple \(c\), on la note \(\text{pr}_1(c)\) (resp. \(\text{pr}_2(c)\)).

Il est aisé de vérifier que deux couples sont égaux si et seulement si leurs projections respectives sont égales. (cf. exercice suivant), ce qui répond à notre besoin. On peut bien sûr imaginer d'autres constructions ensemblistes pour ce faire. Il faut être conscient qu'il ne s'agit ici que d'un simple codage et que maintenant que ce nouvel objet est dans notre arsenal, on peut oublier l'échaffaudage qui a permis sa construction.

Un ensemble \(G\) de couples est appelé graphe. On définit respectivement la première et la deuxième projection d'un graphe \(G\) : \begin{align*} \text{pr}_1(G)&:=\{\text{pr}_1(c)\such c\in G\}=\{x\such \exists (x,y)\in G\}\\ \text{pr}_2(G)&:=\{\text{pr}_2(c)\such c\in G\}=\{y\such \exists (x,y)\in G\}. \end{align*}

On peut facilement généraliser la notion de couple à la notion de \(n\)-uplet \((x_1,x_2,\ldots,x_n)\) en posant*(*) Nous verrons au chapitre 3 la définition de l'écriture indicielle \(x_i\) parachutée par endroit depuis le début de ce cours. \begin{equation} (x_1,x_2,\ldots,x_n):=\{\{x_1\},\{x_1,x_2\},\ldots,\{x_1,x_2,\ldots,x_n\}\}. \end{equation} en utilisant inductivement l'axiome de la paire et l'axiome de la réunion puis en définissant le produit cartésien de \(n\) ensembles \(X_1, X_2,\ldots,X_n\) par \begin{equation} X_1\times X_2\times\cdots\times X_n:=\{(x_1,x_2,\ldots,x_n)\such \forall i\in\{1,\ldots,n\}\ x_i\in X_i\}. \end{equation} On définit alors la \(i\)-ème projection \(\text{pr}_i\) pour tout \(i\in\{1,\ldots,n\}\) et un ensemble \(G\) de \(n\)-uplets est qualifié de \(n\)-graphe.

Nous verrons qu'on peut définir les \(n\)-uplets de manière plus simple et plus générale à l'aide des familles d'éléments d'un ensemble, introduites au chapitre consacré aux relations. Il ne faut pas s'étonner que plusieurs constructions d'un objet mathématique puissent coexister. Ne pas perdre de vue que la théorie des ensembles est avant tout une proposition de codage cohérent des outils mathématiques. À l'instar d'un langage de programmation qui nous permet de coder des objets complexes à l'aide de combinaisons d'objets élémentaires parfois différentes, il est possible de coder des outils mathématiques de plusieurs façons.

Démontrez que \((x,y)=(x',y')\Rightarrow (x=x')\wedge(y=y').\)

À partir de l'ensemble vide \(\varnothing\), on peut construire inductivement les ensembles ci-dessous en définissant chaque nouvel ensemble à l'aide du précédent \(X\) par la réunion \(X\cup\{X\}\) : \begin{equation} \begin{matrix} \varnothing & {\color{#FF8}\{\varnothing\}} &{\color{orange}\{\varnothing,{\color{#FF8}\{\varnothing\}}\}} &\{\varnothing,\{\varnothing\},{\color{orange}\{\varnothing,{\color{#FF8}\{\varnothing\}}\}}\} &\cdots\\ \{\,\}& \{0\}&\{0,1\}&\{0,1,2\}&\cdots\\ 0 & 1 & 2 & 3 &\cdots \end{matrix} \end{equation}

Cette ingénieuse construction assure que chaque ensemble est contenu dans le suivant, mimant ainsi grâce à l'inclusion \(\subseteq\) ensembliste l'ordre naturel sur les entiers \(\leq\). On identifie l'ensemble vide à \(0\) et chaque nouvel ensemble construit au nombre entier suivant (c'est le cardinal de l'ensemble en question). On code ainsi les entiers naturels tels qu'on les connaissait avant la théorie des ensembles les uns après les autres. Cette construction (ou plutôt ce codage) des entiers naturels est due au mathématicien John Von Neumann. L'axiome de l'infini assure que l'ensemble de tous ces ensembles existe, autrement dit que l'ensemble \(\N\) existe. Nous le retrouverons au chapitre Combinatoire.

Un dernier axiome, et nous achèverons là cette introduction à la théorie des ensembles, l'axiome du choix. Cet axiome nous autorise à extraire un élément de notre choix de chaque ensemble d'une famille d'ensembles pour en faire un ensemble, une sorte de menu à la carte. Cet axiome peut être intégré ou non dans la théorie des ensembles, si c'est le cas elle est appelée théorie zfc.

Nous ne verrons la définition d'une application qu'au chapitre Relations, applications, mais l'étudiant a déjà été familiarisé avec cet outil mathématique en cours d'analyse. Notons simplement que l'ensemble des applications d'un ensemble \(X\) dans un ensemble \(Y\) est noté*(*) L'ensemble \(X\) est bien en exposant \(Y^X\).

Considérons l'énoncé suivant : \(f\) est une application constante de l'ensemble des réels dans lui-même. On peut l'exprimer plus formellement par L'application \(f\in\R^{\R}\) vérifie la proposition \(\forall (x_1,x_2)\in\R\times\R\ \ f(x_1)=f(x_2)\), que l'on condense parfois en

\begin{equation} \label{eq:marmite0} f\in\R^\R:\quad \forall (x_1,x_2)\in\R\times\R\quad f(x_1)=f(x_2). \end{equation}

On peut écrire une proposition équivalente à celle qui apparaît dans l'énoncé \((\ref{eq:marmite0})\) : \begin{equation} \label{eq:marmite} {\color{#88F}\exists c\in\R}\ \ {\color{orange}\forall x\in\R}\quad f(x)=c. \end{equation} Attention la proposition \((\ref{eq:marmite})\) n'est pas logiquement équivalente à la proposition \begin{equation} \label{eq:marmite2} {\color{orange}\forall x\in\R}\ \ {\color{#88F}\exists c\in\R}\quad f(x)=c. \end{equation} La métaphore suivante devrait aider à le comprendre. Considérons l'expression française Toute marmite a son couvercle. En notant \(M\) l'ensemble des marmites, \(C\) l'ensemble des couvercles et \(P(m,c)\) le prédicat à deux variables dont l'interprétation est \(P(m,c)\) est vrai si et seulement si le couvercle \(m\) est adapté à la marmite \(m\), on aurait une proposition similaire à la proposition \((\ref{eq:marmite2})\) : \begin{equation*} {\color{orange}\forall m\in M}\ \ {\color{#88F}\exists c\in C}\quad P(m,c). \end{equation*} Il est évident que le couvercle \(c\) dépend de la marmite \(m\) considérée. En permutant les quantificateurs, la proposition \begin{equation*} {\color{#88F}\exists c\in C}\ \ {\color{orange}\forall m\in M}\quad P(m,c). \end{equation*} exprime qu'il existe un couvercle pour toutes les marmites ce qui n'est bien sûr pas la même chose.

La proposition \((\ref{eq:marmite2})\) exprime que tout nombre réel \(x\) admet une image \(c\) dans \(\R\) pour \(f\). Il s'agit là d'une tautologie, puisque cette proposition est satisfaite par toute application par définition.

Exprimez formellement les énoncés suivants ainsi que la négation des propositions qu'ils contiennent :

\(f\) est l'application identité du plan réel dans lui-même.
\(f\) est une application du plan réel dans lui-même qui admet un point fixe.
\(f\) est une application de l'ensemble des réels dans lui-même et l'équation \(f(x)=0\) admet une unique solution.
\(f\) et \(g\) sont des applications de l'ensemble des réels dans lui-même \(f\) n'est pas inférieure à \(g.\)
\(f\) est une application paire de l'ensemble des réels dans lui-même.
\(f\) est une application paire de l'ensemble des réels dans lui-même strictement décroissante.
\((u_n)_{n\in\N}\) est une suite réelle bornée.
\((u_n)_{n\in\N}\) est une suite réelle croissante.
\((u_n)_{n\in\N}\) est une suite réelle constante à partir d'un certain rang.
\((u_n)_{n\in\N}\) est une suite réelle périodique.
\((u_n)_{n\in\N}\) est une suite réelle ultimement périodique.

Comme tous les énoncés en langue naturelle, il peut y avoir des ambiguïtés donnant lieu à des interprétations différentes, et par conséquent à différentes formalisations. Dans chacun des différents énoncés, il est implicite que l'on s'intéresse à un objet appartenant à un ensemble particulier et qui vérifie une certaine propriété.
Dans ce cas, pour le premier énoncé \(f\) est l'application identité du plan réel dans lui-même, on écrirait que \(f\in{(\R\times\R)}^{\R\times\R}\) et que cette application satisfait la proposition \[\forall(x,y)\in\R\times\R\ f((x,y))=(x,y)\] ce que l'on condense parfois en une expression (informelle) \begin{equation*} f\in{(\R\times\R)}^{\R\times\R}:\ \forall(x,y)\in\R\times\R\ f((x,y))=(x,y). \end{equation*} en séparant la donnée de l'énoncé de la propriété qu'elle satisfait.
On a donc avec les abus de langage usuels : \begin{align*} &(1) & f\in{(\R^2)}^{\R^2} :\quad & \forall (x,y)\in\R^2\ \ f(x,y)=(x,y)\\ &(2) & f\in{(\R^2)}^{\R^2} :\quad & \exists (x,y)\in\R^2\ \ f(x,y)=(x,y)\\ &(3) & f\in{\R}^{\R} :\quad & \exists! x\in\R\ \ f(x)=0\\ &(4) & (f,g)\in({\R}^{\R})^2 :\quad & \forall x\in\R\ \ f(x) > g(x)\\ &(5) & f\in{\R}^{\R} :\quad & \forall x\in\R\ \ f(x)=f(-x)\\ &(6) & f\in{\R}^{\R} :\quad & (\forall x\in\R\ \ f(x)=f(-x))\wedge (\forall (x,y)\in\R^2\ \ x \leq y \Rightarrow f(x)\leq f(y))\\ &(7) & (u_n)_{n\in\N}\in{\R}^{\N} :\quad & \exists B\in\R\ \forall x\in\R\ \ f(x)\leq B\\ &(8) & (u_n)_{n\in\N}\in{\R}^{\N} :\quad & \forall (n,m)\in\N^2\ \ n\leq m \Rightarrow u_n\leq u_m\\ &(9) & (u_n)_{n\in\N}\in{\R}^{\N} :\quad & \exists N\in\N\ \exists c\in\R\ \forall n\in\N\ \ n > N \Rightarrow u_n=c\\ &(10) & (u_n)_{n\in\N}\in{\R}^{\N} :\quad & \exists k\in\N\ \forall n\in\N\ \ u_{n+k}=u_n\\&(10) & (u_n)_{n\in\N}\in{\R}^{\N} :\quad & \exists k\in\N\ \forall n\in\N\ \ u_{n+k}=u_n\\ &(11) & (u_n)_{n\in\N}\in{\R}^{\N} :\quad & \exists k\in\N\ \exists N\in\N\ \forall n\in\N\ \ n\geq N\then u_{n+k}=u_n\\ \end{align*}

Comme nous l'avions déjà évoqué dans le chapitre précédent, la structure d'un texte mathématique est une simple alternance de définitions et de théorèmes. Ce cours n'y échappe pas, on a simplement inclus des commentaires au sein de cette litanie pour en saisir les tenants et les aboutissants. À ce stade, il est donc essentiel de comprendre la structuration archétypale d'une définition et d'un théorème.

Pour une définition d'un nouvel objet mathématique, on commence par établir la liste des objets (les ingrédients) qui entrent en jeu dans sa composition que l'on complète souvent par une proposition qui doit être satisfaite par cette construction.

Pour un théorème, on commence par la liste des objets invoqués dans une proposition appelée hypothèse, que ces objets sont supposés satisfaire, puis on fournit la conclusion qui est une nouvelle proposition que ces objets satisfont comme conséquence de l'hypothèse.

Formalisation du Sudoku

Le calcul des prédicats permet de modéliser certains problèmes de manière bien plus simple que le calcul propositionnel. Considérons le problème du Sudoku. C'est un jeu solitaire qui consiste à compléter une grille de \(9\times 9\) cases réparties en 9 régions carrées \(3\times 3\) par des nombres compris entre 1 et 9 en respectant certaines règles :

1: chaque ligne doit contenir exactement chacun des 9 chiffres de 1 à 9;
2: chaque colonne doit contenir exactement chacun des 9 chiffres de 1 à 9;
3: chaque région doit contenir exactement chacun des 9 chiffres de 1 à 9.

La grille ci-dessous contient 26 indices, il faut compléter les autres cases.

La formalisation du problème du Sudoku se fait avec un langage adapté. Les constantes sont les 9 valeurs de l'ensemble \({\mathscr C}:=\{1,2,3,\ldots,9\}\) et on considère des prédicats \(S(l,c,n)\) à trois variables dans l'ensemble \(\def\CC{{\mathscr C}}\CC\) avec l'interprétation suivante : \(S(l,c,n)\) est vrai si et seulement si la case à la ligne d'indice \(l\) et à la colonne d'indice \(c\) contient la valeur \(n\). C'est bien plus économique que la logique propositionnelle avec laquelle il aurait fallu définir une variable propositionnelle pour chaque valeur possible dans chaque case, soit \(9\times 9\times 9=729\) variables.

On traduit le fait que chaque case contient exactement une valeur par les deux propositions suivantes (la première pour exprimer au moins une valeur, la seconde pour au plus une valeur) :

La partie des règles R1 et R2 disant que chaque nombre apparaît une seule fois par ligne et par colonne s'exprime respectivement par les deux propositions suivantes :

Pour la partie de la règle R3 disant que chaque nombre apparaît au plus une fois par région, c'est un peu plus compliqué puisque les régions sont moins faciles à mettre en évidence. On peut régler ce problème de bien des manières. Par exemple en introduisant une fonction \(r:\CC^2\rightarrow\CC\) qui à chaque couple \((l,c)\) associe le numéro de la région où se trouve la case à la ligne \(l\) et à la colonne \(c\), en numérotant les régions de \(1\) à \(9\) dans l'ordre de lecture par exemple. On aurait alors \begin{align*} &\forall (l,l',c,c',n)\in\CC^5\quad S(l,c,n)\wedge S(l',c',n)\wedge r(l,c)=r(l',c')\then (l,c)=(l',c'). \end{align*}

Chacun des 26 indices se traduit par une instanciation \(S(l,c,n) = V\) pour la valeur \(n\) affectée à la ligne \(l\) et la colonne \(c\), par exemple ici \(S(2,3,8)=V\).

La théorie de la démonstration et l'intelligence artificielle développent des techniques pour répondre à des problèmes de cette nature en formalisant le langage du raisonnement. Le langage Prolog dont la première version est parue en 1972 (et qui est toujours disponible), a été l'un des précurseurs sur la résolution de problèmes logiques en logique des prédicats.

L'objectif de ces travaux pratiques est de réaliser un script qui lit une grille de Sudoku codée dans un fichier texte et tente de la compléter. Les indices dans la grille sont codés par les caractères 1 à 9 et les cases vides dont les valeurs sont à découvrir sont codées par le symbole point. Cliquez pour télécharger ce fichier exemple dans le répertoire où vous écrirez votre script.

Pour lire le contenu d'un fichier, il faut tout d'abord créer un fichier logique en l'associant à un fichier physique pour une lecture (read). C'est la fonction open qui réalise cette opération. Le nom du fichier et le mode d'accès à ce fichier (ici en lecture) sont codés par des chaînes de caractères. On récupère ensuite très facilement le contenu du fichier en créant la liste des chaînes de caractères constituées par chacune des lignes du fichier, grâce à la méthode readlines(), puis on ferme le fichier avec la méthode close() (en réalité, on indique au système que l'accès à ce fichier est à nouveau libre).