,b>1为常数,f(n)为函数,T(n)=aT(n/b)+f(n)为非负数,令x=logba:

1.       f(n)=o(nx-e),e>0,那么T(n)=O(nx)。

2.       f(n)=O(nx),那么T(n)=O(nlogn)。

3.       f(n)=w(nx+e),e>0且对于某个常数c<1和所有充分大的n有af(n/b)≤cf(n),那么T(n)=O(f(n))。

然而,Master定理并没有完全包括所有的f(n)的情况。注意到条件1和3中的e总是大于0的,所以在条件1和2、条件2和3之间存在所谓的“间隙”,使得某些f(n)在该情况下不能使用该定理。因此,我们需要找到在Master定理不能使用的情况下如何解递归方程的比较通用的办法——递归树。

经过分析,递归树解法包含了Master定理,但是Master定理可以方便的判断出递归方程的解。产生这种结果的原因关键在于f(n)的形式,显然,当f(n)是n的多项式p(n)形式的话必然满足Master定理的要求,但是f(n)不是多项式就需要另当别论了。

下面就题目所列出的递归方程形式进行分析。

。根据递归树计算方式,有:

T(n)= aT(n/b)+n

T(n/b)= aT(n/b2)+(n/b)

T((n/b2)= aT(n/b3)+( n/b2)

……

于是得到:T(n)= n(1+ a/ b+ (a/ bk)2 + (a/ bk)3 +···+
(a/ bk)h),h=logbn。

1logba=k

              这种情况下a/ bk= 1,显然T(n)= O(nlogbn)。

2:logba≠k

此时等比数列公比不是1,根据等比数列求和公式化简得到:

T(n)=( n–nx)/(1-a/bk),x=logba。

如果logba<k,则T(n)= O(nk)。

如果logba>k,则T(n)= O(nx)。x=logba。

通过以上的计算表明,在Master定理的条件中,针对f(n)为多项式的情况可以使用递归树的方法进行证明和计算。同样,在f(n)不是多项式的时候也可以通过的这种方式得到方程的解。

、f(n)是一般函数

当f(n)不是n的多项式的时候,计算就会变得比较复杂,有时可能会也找不到最终的解。但是递归树的方法给我们一种更好使用的解决办法。下面根据一个简单的例子说明这一点:

当a=b=2、f(n)=nlgn时候(lgn:log2n的简记),计算递归方程的解。

T(n)= 2T(n/2)+nlgn 

T(n/b)= 2T(n/22)+(n/2)lg(n/2)。

T((n/b2)= 2T(n/23)+ (n/22)lg(n/22)。

……

于是得到:T(n)= nlgn+(nlgn-lg2)+ (nlgn-2lg2)+ (nlgn-22lg2)+···+(nlgn-2hlg2),h=lgn。

根据等差、等比数列求和公式化简有:

T(n)=n(lgn)–(n-1)lg2,所以T(n)= O( n(lgn)2),而不是O(
nlgn)。

通过这个例子可以看出,当f(n)不是多项式的时候计算就有可能变得比较复杂,甚至无法计算。但是通过Master定理以及具体的数学变换技巧在某些情况下还是可行的。

综上所述,可以得出以下结论:在针对形如T(n)=aT(n/b)+f(n)的递归方程求解方法里,使用递归树是一种比较可行的通用办法。

=======================================================

T(n)=2T(n/2)+n=o(nlogn)

大o记号:大O符号(Big O notation)是用于描述函数渐进行为的数学符号。更确切地说,它是用另一个(通常更简单的)函数来描述一个函数数量级的渐近上界(百度百科)

T(n)=2T(n/2)+n

设n=2^k
T(n/2)=2T(n/2^2)+n/2
T(n/2^2)=2T(n/2^3)+n/2^2
T(n)=2T(n/2)+n=2^2T(n/2^2)+2*n/2+n=2^3T(n/2^3)+2^2*n/2^2+2*n/2+n
    =2^kT(1)+kn=nT(1)+kn=n(logn+T(1))=o(nlogn)
    

注:T(1)是常数,可以忽略

https://blog.csdn.net/yuyajun06/article/details/79791508?utm_source=copy 
https://en.wikipedia.org/wiki/Master_theorem_(analysis_of_algorithms)

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