Beweis:
Annahme: T (n) ≤ c · n, wobei c = c(m) konstant ist.
Die Annahme ist ok, falls T (n) ≤ T
ln
m
m+ T 3
4 n
+
ln m
m
C
m+
jn 2
k
≤ cn; dies gilt, falls
ln
m
mc + 3
4 n
c +
ln m
m
C
m+
jn 2
k
≤ cn | · 1 n (IA)
⇔ (bis auf de , bc ) c m + 3
4 c + C
mm + 1 2 ≤ c
⇔ − c m − 3
4 c + c ≥ C
mm + 1
2
⇔ c ≥
Cm
m
+
121 −
34−
m1Bemerkung:
m = 11 c = c(m) ≈ 20.
EADS 2 Der Blum-Floyd-Pratt-Rivest-Tarjan Selektions-Algorithmus 331/600
©Ernst W. Mayr
Literatur:
Vaughan R. Pratt, Frances F. Yao:
On lower bounds for computing the i-th largest element
Proc. 14th Ann. IEEE SWAT, pp. 70–81 (1973)Manuel Blum, Robert W. Floyd, Vaughan R. Pratt, Ron L.
Rivest, Robert E. Tarjan:
Time bounds for selection
J. Comput. Syst. Sci.7, pp. 448–461 (1973)
EADS 2 Der Blum-Floyd-Pratt-Rivest-Tarjan Selektions-Algorithmus 332/600
©Ernst W. Mayr
3. Randomisierter Median-Algorithmus
Problemstellung:
Bestimme den Median von n Elementen
1
W¨ ahle n
34Elemente zuf¨ allig und gleichverteilt aus den n Elementen aus.
2
Sortiere diese n
34Elemente mit einem (Standard-) n log n-Algorithmus.
3
Setze
p1 := max{n234 −√n,1}-kleinstes Element dern34 Elemente.
p2 := min{n
3 4
2 +√n, n34}-kleinstes Element dern34 Elemente.
n
34n
S0
z }| { z }|S1 { z }|S2 {
p
1p
2EADS 3 Randomisierter Median-Algorithmus 333/600
©Ernst W. Mayr
4
Partitioniere die n Elemente in
S0 :={Elemente< p1}S1 :={p1≤Elemente≤p2} S2 :={p2<Elemente}
5
Falls | S
0| ≥
n2
oder | S
2| ≥
n2
oder | S
1| ≥ 4 · n
34, dann wiederhole den Algorithmus;
ansonsten sortiere S
1und liefere das (
n2
− | S
0| )-kleinste Element davon ab.
EADS 3 Randomisierter Median-Algorithmus 334/600
©Ernst W. Mayr
Satz 80
Obiger randomisierter Algorithmus bestimmt den Median von n Elementen mit einer erwarteten Anzahl von
32n + o(n) Vergleichen.
Beweis:
i)
Korrektheit: klar.
EADS 3 Randomisierter Median-Algorithmus 335/600
©Ernst W. Mayr
Beweis (Forts.):
ii)
Anzahl der Vergleiche in einer Iteration:
O (n
34log n
34) + Kosten der Partitionierung F¨ ur die Partitionierung ist der naive Ansatz zu ung¨ unstig, stattdessen:
p
1p
2S
0S
1S
2n-Elemente W¨ ahle zuerst jeweils mit Wahrscheinlichkeit
12aus, ob Element x mit p
1oder p
2verglichen wird, mache
zweitenVergleich nur, falls n¨ otig.
EADS 3 Randomisierter Median-Algorithmus 336/600
©Ernst W. Mayr
Beweis (Forts.):
Die erwartete Anzahl von Vergleichen ist dann
= n 2
| S
0|
n · 1 + | S
1| + | S
2| n · 2
+ n
2 | S
2|
n · 1 + | S
0| + | S
1| n · 2
= n 2
| S
0| + | S
2|
n + 2
z }|n {
| S
0| + | S
1| + | S
2| + | S
1| n
= n
2 (3 + | S
1| n ) = 3
2 n + o(n)
Wir zeigen nun, dass der Algorithmus mit Wahrscheinlichkeit
≥ 1 − O (n
−14) nur eine Iteration ben¨ otigt (daraus folgt dann, dass insgesamt die Anzahl der Vergleiche ≤
32n + o(n) ist).
EADS 3 Randomisierter Median-Algorithmus 337/600
©Ernst W. Mayr
Beweis (Forts.):
Daf¨ ur verwenden wir Hilfsmittel aus der Wahrscheinlichkeitstheorie/Stochastik:
Bernoulli-Zufallsvariable
(ZV): X, Werte ∈ { 0, 1 } mit X =
1 mit WS p
0 mit WS q = 1 − p
Erwartungswerteiner ZV:
E
[X] =
Px∈Wertebereich
x · Pr[X = x]
(X ist diskret, d.h. der Wertebereich von X ist endlich)
Markov-Ungleichung:Pr[X ≥ t] ≤
E[X]tf¨ ur X nicht negativ
Chebyshev-Ungleichung:Pr[ | X −
E[X] | ≥ t] ≤
Var(X)t2EADS 3 Randomisierter Median-Algorithmus 338/600
©Ernst W. Mayr
Beweis (Forts.):
Binomialverteilung: Seien
X
1, . . . , X
nunabh¨ angige, identisch verteilte Bernoulli-Zufallsvariablen mit Pr[X
i= 1] = p.
X :=
Xn i=1
X
i.
X ist binomial verteilt, mit Wertebereich { 0, 1, . . . , n } . Pr[X = k] =
n k
p
k(1 − p)
n−k E[X] =n · p
Var[X] = n · p · (1 − p) = n · p · q . In Zeichen: X ∼ B(n, p)
EADS 3 Randomisierter Median-Algorithmus 339/600
©Ernst W. Mayr
Beweis (Forts.):
Die Auswahl der n
34Elemente wird wiederholt, falls | S
0| ≥
n2. Dies passiert gdw wir h¨ ochstens
12n
34− √
n Elemente aus der H¨ alfte aller Elemente ≤ dem Median ausw¨ ahlen.
Wir bestimmen die Wahrscheinlichkeit daf¨ ur, dass keine neue Auswahl der n
34Elemente stattfinden muss.
Setze Bernoulli-Zufallsvariable X
1, . . . , X
nmit:
X
i=
1, falls Element i < Median ausgew¨ ahlt wird 0, sonst
X :=
PX
iist binomialverteilt mit Parametern n und
12n
−14, und
E[X] = 12n
34, Var[X] = n ·
12n
−14(1 −
12n
−14) =
12n
34(1 − o(1)).
EADS 3 Randomisierter Median-Algorithmus 340/600
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Beweis (Forts.):
Die Wahrscheinlichkeit hierbei ist Pr[ | S
0| ≥ n
2 ] = Pr[X ≤ 1
2 n
34− √
n] ≤ Pr[ | X −
E[X]| ≥ √ n]
≤
1
2
n
34(1 − o(1))
n ≤ 1
2 n
−14(1 − o(1)) Die anderen beiden Wahrscheinlichkeitsbedingungen (Pr[ | S
2| ≥
n2
] und Pr[ | S
1| ≥ 4 · n
34]) ergeben analoge Absch¨ atzungen.
Damit: Wiederholung mit WS ≤ O (n
−14).
EADS 3 Randomisierter Median-Algorithmus 341/600
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4. Sch¨ onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus
Definition 81
Sei k ∈
N\{0 } . P
ksei die folgende partielle Ordnung:
. . . . . . . .
| {z }
k
z }| {k
2k + 1 Elemente ⊇ P
3Wir betrachten nun spezielle Binomialb¨ aume mit
” Zentrum“ (um Ordnungsinformation widerzuspiegeln).
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 342/600
©Ernst W. Mayr
Definition 82
1
Der Baum H
0besteht aus einem Knoten, und dieser ist auch das Zentrum.
2
H
2h(h > 0) besteht aus zwei H
2h−1, deren Zentren durch eine neue Kante verbunden sind. Das Zentrum des H
2hist das kleinere der beiden Zentren der H
2h−1.
3
H
2h+1(h ≥ 0) besteht aus zwei H
2h, deren Zentren durch eine neue Kante verbunden sind, sein Zentrum ist das gr¨ oßere dieser beiden Zentren.
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 343/600
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H
0H
1H
2H
3H
4H
0H
0EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 344/600
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Lemma 83 (Zerlegungslemma)
a)
H
hhat 2
hKnoten, es werden 2
h− 1 Vergleiche ben¨ otigt, um H
hzu konstruieren.
b)
H
2hkann zerlegt werden in
sein Zentrumeine Menge{H1, H3, . . . , H2h−1} von disjunkten Teilb¨aumen, deren Zentren alle gr¨oßer sind als das Zentrum vonH2h. eine Menge{H0, H2, H4, . . . , H2h−2}von disjunkten Teilb¨aumen mit Zentren kleiner als das vonH2h.
EADS 345/600
©Ernst W. Mayr
Lemma 83 (Zerlegungslemma)
c)
H
2h+1kann so zerlegt werden, dass die
Zusammenhangskomponente des Zentrums genau 2
hKnoten
≥ dem Zentrum enth¨ alt, indem h¨ ochstens 2
h+1− 1 Kanten entfernt werden.
H
2hkann so zerlegt werden, dass die
Zusammenhangskomponente des Zentrums genau 2
hKnoten enth¨ alt, die alle ≤ dem Zentrum sind, indem h¨ ochstens 2
h− 1 Kanten entfernt werden.
d)
Falls k ≤ 2
h− 1, dann kann H
2hso zerlegt werden, dass die Zusammenhangskomponente des Zentrums genau 2k + 1 Elemente enth¨ alt, von denen k gr¨ oßer und k kleiner als das Zentrum sind ( ⇒ P
k).
Dazu gen¨ ugt es, h¨ ochstens 3k + 2h Kanten zu entfernen. Die restlichen Zusammenhangskomponenten sind wieder H
i’s.
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 345/600
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Zerlegungslemma
AA AA
AA
s
s
s s g s
s
s s
s
s
s s s
s
s s
Abtrennung von Wildwuchs AA < gs(Zentrum)
> gs(Zentrum)
#
"H2 !
H1
H0
'
&
$
H3 %
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 346/600
©Ernst W. Mayr
Bemerkung:
Bei jedem Konstruktionsschritt wird ein Vergleich durchgef¨ uhrt, um zu bestimmen, welcher der beiden Teilb¨ aume das kleinere Zentrum hat. Im Algorithmus von Sch¨ onhage, Paterson und Pippenger werden aus Teilst¨ ucken H
rgr¨ oßere B¨ aume H
r+1zusammengebaut, wodurch schrittweise eine partielle Ordnung auf den Eingabewerten bestimmt wird. Wurde ein Baum H
2hhinreichender Gr¨ oße hergestellt, so wird er durch Zerlegung in einen Baum umgewandelt, der nur noch sein altes Zentrum sowie k dar¨ uberliegende und k darunterliegende Elemente enth¨ alt, wobei k ≤ 2
h− 1.
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 347/600
©Ernst W. Mayr
Beispiel 84
In diesem Beispiel wollen wir H
4zerlegen und w¨ ahlen k = 3:
s
s
s s g s
s
s s
s
s
s s s
s
s s H4
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 348/600
©Ernst W. Mayr
Um einen H
4derart zu zerlegen, m¨ ussen wir 5 Kanten aufbrechen.
Dabei werden drei H
0, ein H
1sowie ein H
2abgespalten.
s s
g s
s
s
ss
g s s
g
s gss
s s gs gs H1 H0 H2 H0 H0
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 349/600
©Ernst W. Mayr
Ubrig bleibt die gew¨ ¨ unschte Struktur mit k Knoten ¨ uber dem Zentrum und k unter dem Zentrum, wodurch eine partielle Ordnung auf 2k + 1 Eingabewerten bestimmt wurde:
. . . . . . . .
| {z }
k
z }| {k
2k + 1 Elemente
Die bei der Zerlegung angefallenen Restst¨ ucke werden beim
Aufbau weiterer B¨ aume benutzt. So geht das bereits angesammelte Wissen ¨ uber die Ordnung der Elemente nicht verloren.
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 350/600
©Ernst W. Mayr
Beweis des Zerlegungslemmas:
Wir beginnen mit Teil a).
Lemma 85
H
rhat 2
rKnoten, es werden 2
r− 1 Vergleiche ben¨ otigt, um H
raufzubauen.
Beweis:
In jedem der r Konstruktionsschritte wird die Anzahl der Knoten verdoppelt. Da wir mit einem Knoten beginnen, hat H
rfolglich 2
rKnoten. Die Anzahl der notwendigen Vergleiche C
runterliegt folgender Rekursionsgleichung (r ≥ 1):
C
r= 1 + 2C
r−1und C
0= 0 . Damit folgt sofort C
r= 2
r− 1.
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 351/600
©Ernst W. Mayr
Beweis von b):
Lemma 86
H
rkann in folgende disjunkte Bereiche unterteilt werden:
sein Zentrum,
eine Reihe H
1, H
3, . . . , H
r−1(falls r gerade) bzw.
H
1, H
3, . . . , H
r−2(falls r ungerade) von Unterb¨ aumen, deren Zentren alle ¨ uber dem von H
rliegen,
eine Reihe H
0, H
2, . . . , H
r−2(falls r gerade) bzw.
H
0, H
2, . . . , H
r−1(falls r ungerade) von Unterb¨ aumen, deren Zentren alle unter dem von H
rliegen.
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 352/600
©Ernst W. Mayr
Beweis von b):
Beweis:
Durch Induktion ¨ uber r.
Induktionsanfang:
f¨ ur H
0gilt die Behauptung.
Induktionsannahme:
die Behauptung gelte f¨ ur H
r−1.
EADS 353/600
©Ernst W. Mayr
Beweis von b):
Beweis:
1
Sei r = 2h, h > 0.
H
2hbesteht aus zwei H
2h−1, wobei das kleinere der beiden alten Zentren das neue Zentrum z bildet. Wende auf den H
2h−1, der z enth¨ alt, die Induktionsannahme an. Wir k¨ onnen diesen Unterbaum also in z sowie H
1, H
3, . . . , H
2h−3(Zentren
¨uber
z) und H
0, H
2, . . . , H
2h−2(Zentren
unterz)
partitionieren. Zusammen mit dem H
2h−1, dessen Zentrum
¨
uber z liegt, ergibt sich die Induktionsbehauptung f¨ ur H
r= H
2h.
EADS 353/600
©Ernst W. Mayr
Beweis von b):
Beweis:
2
Sei r = 2h + 1, h ≥ 0. H
2h+1besteht aus zwei H
2h, wobei das gr¨ oßere der beiden alten Zentren das neue Zentrum z bildet. Wende auf den H
2h, der z enth¨ alt, die
Induktionsannahme an. Wir k¨ onnen diesen Unterbaum also in z sowie H
1, H
3, . . . , H
2h−1(Zentren
uber¨z) und
H
0, H
2, . . . , H
2h−2(Zentren
unterz) partitionieren.
Zusammen mit dem H
2h, dessen Zentrum unter z liegt, ergibt sich die Induktionsbehauptung f¨ ur H
r= H
2h+1.
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 353/600
©Ernst W. Mayr
Beweis von c):
Wir bezeichnen im Folgenden mit H
2h−den Baum, der entsteht, wenn wir H
2hso zerlegen, dass der verbleibende Rest nur mehr Elemente unterhalb des Zentrums (und das Zentrum selbst) enth¨ alt. Mit H
2h+1+bezeichnen wir den Baum, der entsteht, wenn wir H
2h+1so zerlegen, dass der verbleibende Rest nur mehr Elemente ¨ uber dem Zentrum und dieses selbst enth¨ alt.
Lemma 87
H
2h−und H
2h+1+haben jeweils 2
hKnoten. Bei der Herstellung aus H
2hbzw. H
2h+1werden 2
h− 1 bzw. 2
h+1− 1 Kanten
aufgebrochen. Die wegfallenden Teile haben die Form H
s, s < 2h bzw. s < 2h + 1.
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 354/600
©Ernst W. Mayr
Beweis:
Durch Induktion ¨ uber r.
Induktionsanfang:
f¨ ur H
0und H
1gilt die Behauptung.
Induktionsannahme:
die Behauptung gilt f¨ ur alle H
p, p < r.
1
Sei r = 2h, h > 0. Wir betrachten die Partitionierung von H
2hmit Zentrum z wie in Lemma
86. Die Unterb¨aume H
1, H
3, . . . , H
2h−1haben ihre Zentren oberhalb von z. Wir trennen sie von H
2h, indem wir h Kanten aufbrechen. Die abgetrennten Teile haben offensichtlich die Form H
s, s < 2h.
Bei den Unterb¨ aumen H
0, H
2, . . . , H
2h−2, mit Zentren unterhalb von z, wenden wir jeweils die Induktionsannahme an, d.h. wir erzeugen H
0−, H
2−, . . . , H
2h−−2. Als Ergebnis erhalten wir H
2h−.
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 355/600
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Beweis (Forts.):
Damit gilt f¨ ur die Zahl der aufzubrechenden Kanten K
−(2h) zur Herstellung von H
2h−:
K
−(2h) = h +
h−1X
i=0
K
−(2i)
I.A.= h +
h−1X
i=0
(2
i− 1) =
h−1X
i=0
2
i= 2
h− 1.
F¨ ur die Zahl E
−(2h) der Elemente in H
2h−gilt:
E
−(2h) = 1 +
h−1X
i=0
E
−(2i)
I.A.= 1 +
h−1X
i=0
2
i= 1 +
Xhi=1
2
i−1| {z }
2h−1
= 2
h.
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 356/600
©Ernst W. Mayr
Beweis (Forts.):
2
Sei r = 2h + 1, h > 0. Wir betrachten die Partitionierung von H
2h+1mit Zentrum z wie in Lemma
86. Die Unterb¨aume H
0, H
2, . . . , H
2hhaben ihre Zentren unterhalb von z. Wir
trennen sie von H
2h+1, indem wir h + 1 Kanten aufbrechen.
Die abgetrennten Teile haben offensichtlich die Form H
s, s < 2h + 1. Bei den Unterb¨ aumen H
1, H
3, . . . , H
2h−1, mit Zentren oberhalb von z, wenden wir jeweils die
Induktionsannahme an, d.h. wir erzeugen H
1+, H
3+, . . . , H
2h+−1. Als Ergebnis erhalten wir H
2h+1+. Damit gilt f¨ ur die Zahl der aufzubrechenden Kanten K
+(2h + 1) zur Herstellung von H
2h+1+:
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 357/600
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Beweis (Forts.):
K
+(2h + 1) =h + 1 +
Xhi=1
K
+(2(i − 1) + 1)
I.A.
= h + 1 +
Xhi=1
(2
i− 1) = 1 +
Xh i=12
i=1 +
h+1X
i=1
2
i−1| {z }
2h+1−1
− 1 = 2
h+1− 1.
F¨ ur die Zahl E
+(2h + 1) der Elemente in H
2h+1+gilt:
E
+(2h + 1) = 1 +
Xhi=1
E
+(2(i − 1) + 1)
I.A.= 1 +
Xh i=12
i−1| {z }
2h−1
= 2
h.
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 358/600
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Beweis von d):
Lemma 88
Falls k ≤ 2
h− 1, dann kann H
2hso zerlegt werden, dass die Komponente des Zentrums genau 2k + 1 Elemente enth¨ alt, k davon ¨ uber und k unter dem Zentrum. Dazu m¨ ussen ≤ 3k + 2h Kanten entfernt werden. Die entfernten Teile sind von der Form H
s, s < 2h.
Beweis:
Betrachte die Bin¨ ardarstellung von
k = k
02
0+ k
12
1+ · · · + k
h−12
h−1und die Partitionierung von H
2hmit Zentrum z wie in Lemma
86.EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 359/600
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Beweis (Forts.):
F¨ ur jedes i mit k
i= 1, betrachte H
2i+1aus der Sequenz H
1, H
3, . . . , H
2h−1von Unterb¨ aumen, deren Zentren oberhalb von z liegen, und schneide alle Elemente aus H
2i+1, die kleiner als sein Zentrum sind (bilde also H
2i+1+). Dazu m¨ ussen h¨ ochstens 2k Kanten aufgebrochen werden, denn jedes k
i= 1 steht f¨ ur 2
iin k, kostet aber nach Lemma
87K
+(2i + 1) = 2
i+1− 1 Kanten, also:
h−1
X
i=0
k
iK
+(2i + 1) ≤ 2k .
F¨ ur jedes i mit k
i= 0, schneide H
2i+1ganz weg. Dabei werden
≤ h Kanten aufgebrochen. Genau k Elemente oberhalb z bleiben zur¨ uck, da jedes k
i= 1 f¨ ur 2
iin k steht, und ein H
2i+1+genau E
+(2i + 1) = 2
iElemente enth¨ alt, also:
h−1
X
i=0
k
iE
+(2i + 1) = k .
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 360/600
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Beweis (Forts.):
F¨ ur jedes i mit k
i= 1, betrachte H
2iaus der Sequenz H
0, H
2, . . . , H
2h−2von Unterb¨ aumen, deren Zentren unterhalb von z liegen, und schneide alle Elemente aus H
2i, die gr¨ oßer als sein Zentrum sind (bilde also H
2i−). Dazu m¨ ussen h¨ ochstens k − 1 Kanten aufgebrochen werden, denn jedes k
i= 1 steht f¨ ur 2
iin k und kostet uns nach Lemma
87K
−(2i) = 2
i− 1 Kanten, also:
h−1
X
i=0
k
i(2
i− 1) ≤ k − 1 .
F¨ ur jedes i mit k
i= 0, schneide H
2iganz weg. Dabei werden h¨ ochstens h Kanten aufgebrochen. Genau k Elemente unterhalb von z bleiben zur¨ uck, da jedes k
i= 1 f¨ ur 2
iin k steht, und ein H
2i−genau E
−(2i) = 2
iElemente enth¨ alt, also:
h−1
X
i=0
k
iE
−(2i) = k .
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 361/600
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Beweis (Forts.):
Damit ergibt sich f¨ ur die Gesamtanzahl aufzubrechender Kanten eine obere Schranke von 3k + 2h. Lemma
87liefert uns dar¨ uber hinaus die gew¨ unschte Aussage ¨ uber die Form der abgetrennten Teile.
EADS 4 Sch¨onhage/Paterson/Pippenger-Median-Algorithmus 362/600
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Beweis von d):
Betrachte H
2h.
” gr¨ oßer“: H
2h−1, H
2h−3, . . . , H
1” kleiner“: H
2h−2, H
2h−4, . . . , H
0
H2h−2
H2h−2
s
s
s s g s
s
s s
s
s
s s s
s
s s H2h
U(h) := Anzahl der Elemente in H
2h≥ Zentrum:
U(h) = 2U (h − 1) = 2
h; U (0) = 1
D(h) := Anzahl der Elemente in H
2h≤ Zentrum:
D(h) = 2D(h − 1) = 2
h; D(0) = 1
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Beweis von d):
Anzahl der Kanten, die entfernt werden m¨ ussen:
C
u(h) ≤ 2 + 2C
u(h − 1)
= 2 + 4 + 2
3+ . . . + 2
h= 2
h+1− 2 C
d(h) ≤ 1 + 2C
d(h − 1)
= 2
h− 1
C(h) ≤ 2
h+1− 2+2
h− 1 < 3 · 2
hDamit ist der Beweis des Zerlegungslemmas beendet.
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