Le test est l'une des méthodes les plus utilisées pour la validation du logiciel. L'activité de test consiste à exécuter le logiciel sur un sous-ensemble de ses entrées possibles de manière à déceler d'éventuelles erreurs. La présence d'erreurs est établie par confrontation du comportement du logiciel avec un objet de référence. Le processus de test est généralement décomposé en trois phases : la sélection du sous-ensemble des entrées sur lequel le logiciel sera exécuté, la soumission de ces entrées au logiciel en collectant les sorties (les réponses du logiciel) et la décision de l'adéquation de ces sorties avec les sorties attendues.<br /><br />La sélection des données à soumettre au logiciel peut être effectuée selon différentes approches. Lorsque la phase de sélection d'un jeu de tests est opérée à partir d'un objet de référence décrivant plus ou moins formellement le comportement du logiciel, sans connaissance de l'implantation elle-même, on parle de test « boîte noire ». Une des approches de test boîte noire pour laquelle un cadre formel a été proposé est celle qui utilise comme objet de référence une spécification logique du système sous test.<br /><br />Le cadre général de test à partir de spécifications logiques (ou axiomatiques) pose les conditions et les hypothèses sous lesquelles il est possible de tester un système. La première hypothèse consiste à considérer le système sous test comme un modèle formel implantant les opérations dont le comportement est décrit par la spécification. La seconde hypothèse a trait à l'observabilité du système sous test. Il faut fixer la forme des formules qui peuvent être interprétées par le système, c'est-à-dire qui peuvent être des tests. On se restreint généralement au moins aux formules qui ne contiennent pas de variables. Une fois ces hypothèses de test posées, on dispose d'un jeu de tests initial, celui de toutes les formules observables qui sont des conséquences logiques de la spécification. <br /><br />Le premier résultat à établir est l'exhaustivité de cet ensemble, c'est-à-dire sa capacité à prouver la correction du système s'il pouvait être soumis dans son intégralité. Le jeu de tests exhaustif étant le plus souvent infini, une phase de sélection intervient afin de choisir un jeu de tests de taille finie et raisonnable à soumettre au système. Plusieurs approches sont possibles. L'approche suivie dans ma thèse, dite par partition, consiste a diviser le jeu de tests exhaustif initial en sous-jeux de tests, selon un certain critère de sélection relatif à une fonctionnalité ou à une caractéristique du système que l'on veut tester. Une fois cette partition suffisamment fine, il suffit de choisir un cas de test dans chaque sous-jeu de test obtenu en appliquant l'hypothèse d'uniformité (tous les cas de test d'un jeu de test sont équivalents pour faire échouer le système). Le deuxième résultat à établir est que la division du jeu de tests initial n'ajoute pas (correction de la procédure) et ne fait pas perdre (complétude) de cas de test.<br /><br />Dans le cadre des spécifications algébriques, une des méthodes de partition du jeu de tests exhaustif qui a été très étudiée, appelée dépliage des axiomes, consiste à procéder à une analyse par cas de la spécification. Jusqu'à présent, cette méthode s'appuyait sur des spécifications équationnelles dont les axiomes avaient la caractéristique d'être conditionnels positifs (une conjonction d'équations implique une équation).<br /><br />Le travail de ma thèse a eu pour but d'étendre et d'adapter ce cadre de sélection de tests à des systèmes dynamiques spécifiés dans un formalisme axiomatique, la logique modale du premier ordre. La première étape a consisté à généraliser la méthode de sélection définie pour des spécifications équationnelles conditionnelles positives aux spécifications du premier ordre. Ce cadre de test a ensuite été d'adapté à des spécifications modales du premier ordre. Le premier formalisme de spécification considéré est une extension modale de la logique conditionnelle positive pour laquelle le cadre de test a été initialement défini. Une fois le cadre de test adapté aux spécifications modales conditionnelles positives, la généralisation aux spécifications modales du premier ordre a pu être effectuée. <br /><br />Dans chacun de ces formalismes nous avons effectué deux tâches. Nous avons d'une part étudié les conditions nécessaires à imposer à la spécification et au système sous test pour obtenir l'exhaustivité du jeu de tests initial. Nous avons d'autre part adapté et étendu la procédure de sélection par dépliage des axiomes à ces formalismes et montré sa correction et sa complétude. Dans les deux cadres généraux des spécifications du premier ordre et des spécifications modales du premier ordre, nous avons montré que les conditions nécessaires à l'exhausitivité du jeu de test visé étaient mineures car faciles à assurer dans la pratique, ce qui assure une généralisation satisfaisante de la sélection dans ce cadre.

Dans cette thèse nous rappelons la notion de L-algèbre, qui a pour objet d'être un modèle algébrique des types d'homotopie. L'objectif principal de cette thèse est la description d'une structure de E-infini-coalgèbre sur l'élément principal d'une L-algèbre. Ceci peut être vu comme une généralisation de la structure de E-infini-coalgèbre sur le complexe des chaînes d'un ensemble simplicial, telle que décrite par Smith dans Iterating the cobar construction, 1994. Nous construisons une E-infini-opérade, notée K, utilisée pour construire la E-infini-coalgèbre sur l'élément principal d'une L-algèbre. Cette structure de E-infini-coalgèbre montre que la L-algèbre canoniquement associée à un ensemble simplicial contient au moins autant d'information homotopique que la E-infini-coalgèbre couramment associée à un ensemble simplicial / In this thesis we recall the notion of L-algebra. L-algebras are intended as algebraic models for homotopy types. L-algebras were introduced by Alain Prouté in several talks since the eighties. The principal objective of this thesis is the description of an E-infinity-coalgebra structure on the main element of an L-algebra. This can be seen as a generalization of the E-infinity-coalgebra structure on the chain complex associated to a simplicial set given by Smith in Iterating the cobar construction, 1994. We construct an E-inifity-operad, denoted K, used to construct the E-inifity-coalgebra on the main element of a L-algebra. This E-inifity-coalgebra structure shows that the canonical L-algebra associated to a simplicial set contains at least as much homotopy information as the E-inifity-coalgebras usually associated to simplicial sets.

Cette recherche vise à établir les propriétés fondamentales d'un système formel aux preuves circulaires introduit par Santocanale, auquel on a rajouté la règle de coupure. On démontre, dans un premier temps, qu'il y a une pleine correspondance entre les preuves circulaires et les flèches issues des catégories dites µ-bicomplètes. Ces flèches sont celles que l'on peut définir purement à partir des outils suivants: les produits et coproduits finis, les algèbres initiales et les coalgèbres finales. Dans la catégorie des ensembles, les preuves circulaires dénotent donc les fonctions qu'on peut définir en utilisant les produits cartésiens finis, les unions disjointes finies, l'induction et la coinduction. On décrit également une procédure d'élimination des coupures qui produit, à partir d'une preuve circulaire finie, une preuve sans cycles et sans coupures, mais possiblement infinie. On démontre que l'élimination des coupures fournit une sémantique opérationnelle aux preuves circulaires, c'est-à-dire qu'elle permet de calculer les fonctions dénotées par celles-ci, par le moyen d'une sorte d'automate avec mémoire. Enfin, on s'intéresse au problème de la puissance expressive de cet éliminateur de coupures, c'est-à-dire à la question de caractériser la classe des expressions qu'il peut calculer. On démontre, par une simulation, que l'éliminateur des coupures est strictement plus expressif que les automates à pile d'ordre supérieur. / This research aims at establishing the fundamental properties of a formal system with circular proofs introduced by Santocanale, to which we added the cut rule. We first show that there is a full correspondence between circular proofs and arrows from the so-called µ-bicomplete categories. These arrows are those that can be defined purely from the following tools: finite products and coproducts, initial algebras and final coalgebras. In the category of sets, circular proofs denote functions that one can define by using finite cartesian products, finite disjoint unions, induction and coinduction. We also describe a cut-elimination procedure that produces, from a given finite circular proof, a proof without cycles and cuts, but which may be infinite. We prove that cut-elimination gives an operational semantics to circular proofs, which is to say that they allow to compute the functions denoted by them, by using a sort of automaton with memory. Finally, we are interested in finding the expressive power of that cut-eliminating automaton. In other words, we want to characterize the class of functions that it can compute. We show, through a simulation, that the cut-eliminating automaton is strictly more expressive than higher-order pushdown automata.