Calcul de développements de Puiseux : un nouvel algorithme symbolique-numérique

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1 Calcul de : un nouvel algorithme symbolique-numérique Poteaux Adrien Laboratoire J.A. Dieudonné, UNSA Projet Galaad, INRIA Sophia-Antipolis JNCF octobre 2008

2 Résumé de l'épisode précédent JNCF 2007 : Calcul de groupe de monodromie utilisant une approximation numérique des au-dessus des points critiques (calcul symbolique) + (évaluation numérique) = (temps de calcul catastrophiques) + (mauvaise précision) Principe d'un nouvel algorithme symbolique-numérique pour calculer ces approximations : 1 Trouver la structure des solutions modulo p. 2 Utiliser la structure pour faire des calculs numériques.

3 Résumé de l'épisode précédent JNCF 2007 : Calcul de groupe de monodromie utilisant une approximation numérique des au-dessus des points critiques (calcul symbolique) + (évaluation numérique) = (temps de calcul catastrophiques) + (mauvaise précision) Principe d'un nouvel algorithme symbolique-numérique pour calculer ces approximations : 1 Trouver la structure des solutions modulo p. 2 Utiliser la structure pour faire des calculs numériques. Travaux publiés (SNC'07) Poteaux, Computing monodromy groups dened by plane algebraic curves

4 Résumé de l'épisode précédent JNCF 2007 : Calcul de groupe de monodromie utilisant une approximation numérique des au-dessus des points critiques (calcul symbolique) + (évaluation numérique) = (temps de calcul catastrophiques) + (mauvaise précision) Principe d'un nouvel algorithme symbolique-numérique pour calculer ces approximations : 1 Trouver la structure des solutions modulo p. 2 Utiliser la structure pour faire des calculs numériques. Travaux publiés (SNC'07) Poteaux, Computing monodromy groups dened by plane algebraic curves Aujourd'hui : description de l'algorithme numérique-modulaire

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6 Problématique K = Q(α) un corps de nombres F (X, Y ) K[X, Y ] sans facteur carré, unitaire Théorème (Puiseux) Il existe d Y séries Y ij (X ) = k=0 pour tout 1 j e i, 1 i s, avec α ik ζ jk e i X k e i t.q. F (X, Y ij (X )) = 0 ζ ei racine primitive de l'unité d'ordre e i e 1,..., e s partition de d Y.

7 Partie singulière Y ij (X ) = = k=0 r ij k=0 α ik ζ jk e i X k e i α ik ζ jk e i X k e i + termes suivants r ij est l'indice de régularité ; r i = r ij pour 1 j e i Termes suivants : calculés par exemple via Newton quadratique Kung & Traub 1978, All Algebraic Functions Can Be Computed Fast

8 Polygones de Newton génériques F (X, Y ) = i,j a ij X j Y i Supp(F)= {(i, j) N 2 a ij 0} N (F ) : partie inférieure de l'enveloppe convexe de Supp(F). - - GN (F ) : pentes de N (F ) 1. Polynôme caractéristique : φ (T ) = (i,j) a ij T i i 0 q

9 Algorithme de Newton-Puiseux rationnel D. Duval 89, Rational Puiseux Expansions Pour chaque arête de GN (F ) φ = s k=1 φ M k k Pour chaque φ k F (X, Y ) F (ξu k X q, X m (ξ v k + Y )) X l avec ξ k t.q. φ k (ξ k ) = 0, avec (u, v) tel que uq vm = 1.

10 Arbre des polygones

11 Calcul des Calcul numérique délicat Calcul symbolique : calcul dans des extensions de degré potentiellement élevé et croissance des coecients Complexité binaire O (d Y 32 d X 4 ) Walsh 2000

12 Calcul des Calcul numérique délicat Calcul symbolique : calcul dans des extensions de degré potentiellement élevé et croissance des coecients Complexité binaire O (d Y 32 d X 4 ) Walsh 2000 Une approche modulaire-numérique : 1 Calculer la partie singulière des séries de Puiseux modulo un bon premier p. Cela nous donne l' arbre des polygones T (F ), i.e. : Les polygones de Newton génériques, Les structures de multiplicité des φ. 2 Calculer numériquement les séries de Puiseux en suivant T (F ).

13 Contributions Notion de polygone de Newton générique. Critère de bonne réduction (choix d'un bon p). Bornes sur le premier p. Complexité améliorée de la partie modulaire de notre algorithme. Calculs numériques suivant T (F ). Prototype d'implémentation en Maple.

14 Partie symbolique : calculer T (F ) Poteaux & Rybowicz, On the good reduction of Puiseux series and complexity of the Newton-Puiseux algorithm over nite elds, ISSAC'08

15 Bonne p-réduction On note : o l'anneau des entiers algébriques de K, p un nombre premier, p un idéal premier de o divisant p. Dénition F a une bonne p-réduction locale (en x = 0) si : F o p [X, Y ], p > d Y, tc(r F ) 0 mod p. où R F = Resultant Y (F, F Y )

16 Réduction des séries de Puiseux L une extension nie de K engendrée par les coecients des séries de Puiseux, O l'anneau des entiers algébriques de L, P un idéal premier de O divisant p, Théorème Si F a une bonne p-réduction locale, alors les coecients des séries de Puiseux de F au-dessus de 0 sont dans O P. O P = {α L v P (α) 0} Preuve : Utilise un théorème de Dwork & Robba 79 On Natural Radii of p-adic Convergence

17 Réduction de T (F ) Théorème Si F a une bonne p-réduction locale, alors T (F ) = T (F ). Faux avec les polygones classiques : Exemple F (X, Y ) = (Y px )(Y 2 X ) + X 3 tc(r F ) = 4

18 Choix du nombre premier p K = Q(γ), w = [K : Q], M γ le polynôme minimal de γ ht(q) = log Q où Q est un polynôme multivarié. ht(p) appartient à Stratégie déterministe O(wd Y (w ht(m γ ) + ht(f ) + log(wd X d Y ))) Stratégie de type Monte-Carlo, probabilité d'erreur ɛ O(log(d Y w log d X ) + log(ht(f )) + log(ht(m γ )) + log(ɛ 1 )) Stratégie de type Las-Vegas, 2 itérations en moyenne O(log(d Y w log d X ) + log(ht(f )) + log(ht(m γ )))

19 Complexité de l'algorithme rationnel au-dessus de L = F p t 0 Substitutions O (δ 2 F d Y ) Factorisations O (δ F [d 2 Y + d Y t 0 log p]) Total O (δ F d Y [δ F + d Y + t 0 log p]) Lemme δ F v X ( F ) d X (2d Y 2) Théorème (Nombre d'opérations dans L) T (F ) au-dessus de 0 : O (dy 3 d X 2 + d Y 2 d X t 0 log p) T (F ) au-dessus de l'ensemble des points critiques : O (dy 3 d X 2 t 0 log p) D. Duval 89 Rational Puiseux Expansions : O(dY 6 d X 2 )

20 Complexité binaire du calcul de T (F ) F K[X, Y ] K = Q(γ) w = [K : Q] M γ le polynôme minimal de γ Théorème Il existe un algorithme de type Monte-Carlo qui calcule T (F ) en O (dy 3 d X 2 w 2 log 2 ɛ 1 [ht(m γ ) + ht(f )]) opérations binaires avec une probabilité d'erreur ɛ.

21 Partie numérique : suivre T (F )

22 Suivre T (F ) numériquement : un exemple Développements de Puiseux de F : S 1 (X ) = X + S 2 (X ) = 4X X S 3 (X ) = 2X X + S 4 (X ) = 2X X + X S 5 (X ) = X X + X S 6 (X ) = X X + S 7 (X ) = X X + d Y = 25, d X = 26 ; 1 coecients ; Digits = 20.

23 Premier polygone de Newton

24 Premier polygone de Newton

25 Tri selon les polygones G i (X, Y ) F (X 2, X (Y + ξ 1/2 i )), ξ 1 = 1. ξ 2 = 4. ξ 3 = 16. X polynôme coecient en X 3 G 1 0. G 2 0. G

26 Tri selon les polygones

27 Tri selon les multiplicités Structures de multiplicité : (2, 1, 1) deg(pgcd(φ, φ )) = 1 (3, 1) deg(pgcd(φ, φ )) = 2 Polynômes caractéristiques : φ 1 = T T T T 4 φ 2 = T T T T 4 1 S i Syl(φ i, φ i ) 2 Calcul des valeurs singulières des S i

28 Tri selon les multiplicités Valeurs singulières associées à φ 1 : [ , , , , , , ] Valeurs singulières associées à φ 2 : [ , , , , , , ]

29 Exemples

30 Exemple 1 M a,d = x d 2(ax 1) 2, F 1 (x, y) = y 3 M 10,5 (x) coecient en x 16/3 : Digits évaluation numérique algorithme numérique-modulaire Algorithme de monodromie : version symbolique/numérique : secondes. Précision de 40 chires nécessaires pour avoir un résultat correct. version numérique/modulaire : secondes. Digits 10.

31 Exemple 2 F 2 (x, y) = (y 3 M 10,6 (x))(y 3 M 10,3 (x)) + y 2 x 5 coecient en x 1/2 Digits évaluation numérique algorithme numérique-modulaire

32 Exemple 3 où G n (x, y) = ( y ) n 2 P n 2 (x) G n (x, y) 2 P n0 (x) = 1 ( n 03! x x n 0 + (n 0 1) x 1 ). n 0! Polynôme algorithme symbolique algorithme numérique-modulaire considéré temps en secondes temps en secondes précision G G G G G G G

33 Résumé Perspectives Critère de réduction : Permet de calculer T (F ) Algorithmes probabilistes petit p Utilisation de T (F ) pour le calcul numérique : Filtre à deux étages Utilisation de la SVD Bornes de complexité améliorées Complexité binaire pour le calcul de T (F ) Extensions : complexité (calcul du genre) Contrôle des erreurs numériques (implémentation certiée) Autres utilisations de la stratégie modulaire-numérique.