《算法導(dǎo)論》第三章 3.1(參考答案)

3.1 漸進(jìn)符號(hào)

3.1-1

假設(shè) f(n)g(n) 都是漸進(jìn)非負(fù)函數(shù)跺株。使用 \Theta 記號(hào)的基本定義來(lái)證明 max(f(n), g(n)) = \Theta(f(n) + g(n))苍日。


因?yàn)?f(n)g(n) 都為漸進(jìn)非負(fù)的函數(shù),所以根據(jù)定義针姿,有:

存在 n_f袱吆、n_g,使得:

  • 當(dāng) n > n_f 時(shí)搓幌,f(n) \geq 0杆故;

  • 當(dāng) n > n_g 時(shí),g(n) \geq 0溉愁。

所以处铛,我們?nèi)?n_0 = max\{n_f, n_g\}饲趋;此時(shí),當(dāng) n > n_0 時(shí)撤蟆,同時(shí)有 f(n) \geq 0, g(n) \geq 0奕塑。

下面我們?nèi)?c_1 = \frac{1}{2}, c_2 = 1,根據(jù) f(n), g(n) 的漸進(jìn)非負(fù)保證家肯,當(dāng) n > n_0 時(shí)龄砰,有:

\frac{f(n) + g(n)}{2} \leq max\{f(n), g(n)\} \leq f(n) + g(n)

所以,得證讨衣!换棚。


3.1-2

證明:對(duì)任意實(shí)常數(shù) ab,其中 b > 0反镇,有 (n + a)^b = \Theta(n^b)固蚤。


為了證明 (n + a)^b = \Theta(n^b),我們需要找到常量 c_1, c_2, n_0 > 0歹茶,使得:

對(duì)于所有的 n \geq n_0夕玩,有 0 \leq c_1n^b \leq (n + a)^b \leq c_2n^b

其中:

  • n + a \leq n + |a| \leq 2n, |a| \leq n
  • n + a \geq n - |a| \geq \frac{1}{2}n, |a| \leq \frac{1}{2}n

故惊豺,若 n \geq 2|a|, 0 \leq \frac{1}{2}n \leq n + a \leq 2a燎孟。

易得,若 b > 0尸昧,有下列公式:

? 0 \leq (\frac{1}{2}n)^b \leq (n + a)^b \leq (2n)^b揩页,即:

? 0 \leq (\frac{1}{2})^bn^b \leq (n + a)^b \leq 2^bn^b

故彻磁,取 c_1 = (\frac{1}{2})^b, c_2 = 2^b, n_0 = 2|a|碍沐,即可證明 (n + a)^b = \Theta(n^b)


3.1-3

解釋為什么“算法 A 的運(yùn)行時(shí)間至少是 O(n^2)”這一表述是無(wú)意義的衷蜓。


設(shè)運(yùn)行時(shí)間為 T(n)累提。則 T(n) \geq O(n^2) 代表:

對(duì)于任意的 f(n) \in O(n^2), T(n) \geq f(n)

也即 0 \leq f(n) \leq cn^2磁浇,T(n) \geq f(n)斋陪。

這只能說(shuō)明 T(n) \geq 0 這一無(wú)需證明的結(jié)論而已。


3.1-4

2^{n + 1} = O(2^n) 成立嗎置吓?2^{2n} = O(2^n) 成立嗎无虚?


  1. 2^{n + 1} = 2 * 2^n,故:

    對(duì)于任意的 n_0 > 0衍锚, c \geq 2友题,易得 0 \leq 2^{n + 1} \leq c2^n, n \geq n_0戴质。

    2^{n + 1} = O(2^n) 成立度宦。

  2. 反證法:若 2^{2n} = O(2^n) 成立踢匣,則對(duì) n_0 > 0,有 0 \leq 2^{2n} \leq c2^n戈抄, n \geq n_0离唬;

    又因?yàn)榇藭r(shí) 2^n \geq 0,故有 0 \leq 2^n \leq c划鸽;

    n \leq \lg c输莺。顯然這與趨向無(wú)窮的 n 是相悖的,

    2^{2n} = O(2^n) 不成立裸诽。


3.1-5

證明定理 3.1嫂用。


  1. 充分性:已知 f(n) = \Theta(g(n)),即存在 c_1, c_2, n_0 > 0丈冬,使得:

    ? 0 \leq c_1g(n) \leq f(n) \leq c_2g(n)尸折。

    f(n) = O(g(n))f(n) = \Omega(g(n))养晋。

  2. 必要性:已知 f(n) = O(g(n))旷太,則存在 c_2, n_2 > 0孙乖,使得:

    ? 0 \leq f(n) \leq c_2g(n), n \geq n_2

    且已知 f(n) = \Omega(g(n))粒梦,則存在 c_1, n_1 > 0,使得:

    ? 0 \leq c_1g(n) \leq f(n), n \geq n_1荸实。

    故匀们,取 n_0 = max\{n_1, n_2\},有

    ? 0 \leq c_1g(n) \leq f(n) \leq c_2g(n), n \geq n_0准给。

    于是可得:f(n) = \Theta(g(n))泄朴。


3.1-6

證明:一個(gè)算法的運(yùn)行時(shí)間為 \Theta(g(n)),則當(dāng)且僅當(dāng)其最壞情況運(yùn)行時(shí)間為 O(g(n))露氮,且其最好情況運(yùn)行時(shí)間為 \Omega(g(n))祖灰。


由定義易可證,\Theta 記號(hào)漸進(jìn)地給出一個(gè)函數(shù)的上界及下界畔规,且可分別由 O\Omega 符號(hào)來(lái)表示其上下界局扶。相對(duì)的,該算法的最壞和最好情況的運(yùn)行時(shí)間也代表了該算法運(yùn)行時(shí)間的上下界叁扫。故得證三妈。


3.1-7

證明:o(g(n)) \bigcap \omega(g(n)) 為空集。


設(shè) f(n) \in (o(g(n)) \bigcup \omega(g(n)))莫绣,也就代表著 f(n) = o(g(n) = \omega(g(n)))畴蒲。則有:

  • \lim \limits_{n \rightarrow + \infty} \frac{f(n)}{g(n)} = 0
  • \lim \limits_{n \rightarrow + \infty} \frac{f(n)}{g(n)} = +\infty

很明顯,不成立对室。


3.1-8

可以擴(kuò)展我們的記號(hào)到有兩個(gè)參數(shù) nm 的情形模燥,其中的 nm 可以按不同速率獨(dú)立地趨于無(wú)窮咖祭。對(duì)于給定的函數(shù) g(n, m),用 O(g(n, m)) 來(lái)表示以下函數(shù)集:

? O(g(n, m)) = \{f(n, m) :存在正常量 c涧窒、n_0m_0心肪,使得對(duì)所有 n \geq n_0m \geq m_0,有 0 \leq f(n, m) \leq cg(n, m) \}纠吴。

對(duì) \Omega(g(n, m))\Theta(g(n, m)) 給出相應(yīng)的定義硬鞍。


  1. \Omega (g(n, m)) = \{ f(n, m) :存在正常量 c、n_0m_0戴已,使得對(duì)所有 n \geq n_0m \geq m_0固该,有 0 \leq cg(n, m) \leq f(n, m) \}
  2. \Theta (g(n, m)) = \{f(n, m) :存在正常量 c_1糖儡、c_2伐坏、n_0m_0,使得對(duì)所有 n \geq n_0m \geq m_0握联,有 0 \leq c_1 g(n, m) \leq f(n, m) \leq c_2 g(n, m) \}桦沉。
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