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diff --git a/semestre 3/mathématiques discrètes/4- Automates finis.typ b/semestre 3/mathématiques discrètes/4- Automates finis.typ
new file mode 100644
index 0000000..da050a1
--- /dev/null
+++ b/semestre 3/mathématiques discrètes/4- Automates finis.typ
@@ -0,0 +1,155 @@
+#set page(
+  paper: "a4",
+  header: align(right)[
+    Automates finis
+  ],
+  numbering: "1",
+  margin: 1in,
+)
+#set par(justify: true)
+#set text(
+  size: 12pt,
+  font: "Times New Roman"
+)
+#set heading(numbering: "1.")
+#show heading: set block(above: 1.4em, below: 1em)
+#show heading: set text(font: "Raveo")
+
+#show title: set text(size: 24pt, font: "Raveo")
+#show title: set align(center)
+
+#title[
+  Automates finis
+]
+
+= Langages et automates
+#show heading.where(level: 1): it => pagebreak(weak: true) + it
+
+== Problème de décision
+
+Soient $L_1$ et $L_2$ deux langages sur un alphabet $A$.
+
+On définit le _langage produit_ (ou _concaténation_) par~:
+$ L_1 dot L_2 = {w in A^* | w = u dot v, u in L_1, v in L_2} $
+
+On note $L^0$ le langage vide (i.e. ${epsilon}$).
+
+On définit $L^n$ (avec $n in NN^*$) tel que~:
+$L^n = L dot L^(n-1)$
+pour tout $n>0$
+
+L'_étoile_ d'un langage $L$ est, pour tout $n$ dans $NN$~:
+$ L^* = union.big_(i = 0)^n L^i $
+
+On définit également $L^+$~, pour tout $n$ dans $NN^*$:
+$ L^+ = union.big_(i=1)^n L^i $
+
+Par exemple, si on a $L_1={a,a b}$ et $L_2={c,b c}$, alors~:
+- $L_1 dot L_2 = {a c, a b c, a b b c}$
+- $L_1^2 = {a a, a a b, a b a, a b a b}$
+
+Pour un problème de _décision_, les mots sont une façon de représenter les _données_ du problème.
+Un langage permet de représenter les _solutions_ du problème.
+Ainsi, on associe à tout problème de décision $P$ le langage $L_P$ des solutions de $P$.
+
+== Problème du mot et automates
+
+Étant donné un langage $L subset.eq A^*$ et un mot $u$ de $A^*$, est-ce que $u$ est dans $L$ ?
+(Problème du mot)
+
+Pour répondre à ce problème, on utilise un *automate*.
+Il s'agit d'un modèle de programme simple.
+Il reçoit en entrée un mot qu'il lit lettre à lettre et change ses états (qui sont en nombre _fini_~!) en fonction de
+ces entrées.
+À la fin de son exécution, l'état dans lequel se trouve l'automate détermine si le mot lu en entrée appartient au
+langage recherché.
+
+Sur un alphabet $A$, un automate fini est donné par $cal(A) = (S,T,I,F)$ où~:
+- $S$ est un ensemble fini (non vide) d'états
+- $T subset.eq S times A times S$ est une relation de transition
+- $I subset.eq S$ est l'ensemble (non vide) des états initiaux
+- $F subset.eq S$ est l'ensemble des états finaux
+
+Par exemple, sur l'alphabet $A={0,1}$, on peut représenter l'ensemble des nombres écrits en base 2.
+Le langage $L_("pair")={"nombres pairs"}$ est donc constitué de l'ensemble des mots de $A^*$ se terminant par $0$.
+
+#figure(
+  image("automates1.png", width: 50%),
+  caption: [
+    Un automate permettant de résoudre le problème du mot pour le langage $L_("pair")$.
+  ]
+) <auto1>
+
+Une exécution de $cal(A)$ est une séquence finie $s_0a_1s_1 dots a_n s_n$ telle que~:
+- $s_0 in I$ est un état initial
+- pour tout $O <= i < n$, alors $(s_i, a_(i+1), s_(i+1)) in T$ est une transition autorisée par la relation de transition
+
+La séquence $a_1 dots a_n$ est un mot de $A$ qui étiquette l'exécution.
+On dit qu'une exécution est _acceptante_ si $s_n in F$.
+Un mot est _accepté_ par $cal(A)$ s'il est étiquette d'au moins une exécution acceptante.
+
+Le langage d'un automate $cal(A)$ est noté $L(cal(A))$~:
+$ L(cal(A)) = {u in A^* | u "est accepté par" cal(A)} $
+
+On dit que deux automates $cal(A)$ et $cal(B)$ sont _équivalents_ si $L(cal(A)) = L(cal(B))$.
+
+Un langage $L subset.eq A^*$ est _reconnaissable_ s'il existe un automate fini $cal(A)$ sur l'alphabet $A$ tel que~:
+$ L = L(cal(A)) $
+
+= Automates déterministes, non déterministes et complets
+
+== Déterminisme
+
+=== Définitions
+
+Un automate est dit déterministe si chaque exécution produit la même étiquette.
+D'une manière formelle, un automate est déterministre si~:
+- il a un unique état inital
+- la relation $R$ (les transitions de l'automate) est fonctionnelle au sens suivant~:
+$ (p,a,q) in R and (p,a,q') in R ==> q=q' $
+
+Dans un automate fini déterministe, $T$ est une _fonction_ allant de $S times A$ vers $S$. On note parfois $ T(s,a) = s' $ pour $(s,a,s') in T$ dans un automate déterministe.
+
+Dans un automate fini déterministe, tout mot est étiquette d'au plus une exécution.
+
+@auto1 est un automate déterministe.
+
+Un automate dit non déterministe s'il n'est pas déterministe.
+
+#figure(
+  image("automates2.png", width: 50%),
+  caption: [
+    Un automate non déterministe
+  ]
+)
+
+=== Déterminiser
+
+Tout automate fini est équivalent à un automate fini déterministe.
+
+== Complétude
+
+Un automate $cal(A)=(S,T,I,F)$ sur un alphabet $A$ est _complet_ si~:
+$ forall s in S, forall a in A, exists s' in S, (s,a,s') in T $
+
+Dans un automate complet, tout mot est étiquette d'au moins une exécution.
+
+Tout automate fini est équivalent à un automate complet.
+
+#figure(
+  image("automates3.png", width: 50%),
+  caption: [
+    Automate de @auto1 complété
+  ]
+)
+
+Soit $cal(A) = (S,T,I,F)$ un automate fini sur l'alphabet $A$.
+On construit 
+$ op("comp")(cal(A))=(S union.plus {bot}, T', I, F) $
+avec
+$ T' = T union.plus {(s,a,bot) | s in S union.plus {bot}, a in A, forall s' in S, (s,a,s') in.not T } $
+On a que~:
+- $L(op("comp")(cal(A))) = L(cal(A))$
+- $op("comp")(cal(A))$ est complet
+
+= Propriétés de clôture