Master-Theorem

Der Hauptsatz der Laufzeitfunktionen – oder oft auch aus dem Englischen als Master-Theorem entlehnt – ist ein Spezialfall des Akra-Bazzi-Theorems und bietet eine schnelle Lösung für die Frage, in welcher Laufzeitklasse eine gegebene rekursiv definierte Funktion liegt. Mit dem Master-Theorem kann allerdings nicht jede rekursiv definierte Funktion gelöst werden. Lässt sich keiner der drei möglichen Fälle des Master-Theorems auf die Funktion T anwenden, so muss man die Komplexitätsklasse der Funktion anderweitig berechnen.

Allgemeine Form

Das Master-Theorem bietet unter bestimmten Bedingungen asymptotische Abschätzungen für Lösungen der Rekursionsgleichung

$T(n)=a\cdot T(\textstyle {\frac {n}{b}})+f(n).$

Hierbei steht $T(n)$ für die gesuchte Laufzeitfunktion, während $a$ und $b$ Konstanten sind. Ferner bezeichnet $f(n)$ eine von $T(n)$ unabhängige und nicht negative Funktion. Damit das Master-Theorem angewendet werden kann, müssen für die beiden Konstanten die Bedingungen $a\geq 1$ und $b>1$ erfüllt sein.

Interpretation der Rekursion für $T(n)$:

$a$   = Anzahl der Unterprobleme in der Rekursion

$1/b$ = Teil des Originalproblems, welches wiederum durch alle Unterprobleme repräsentiert wird

$f(n)$ = Kosten (Aufwand, Nebenkosten), die durch die Division des Problems und die Kombination der Teillösungen entstehen

Das Master-Theorem unterscheidet drei Fälle, wobei sich höchstens ein Fall auf die gegebene Rekursion anwenden lässt. Passt keiner der Fälle, so lässt sich das Master-Theorem nicht anwenden und man muss sich anderer Methoden bedienen.

	Erster Fall	Zweiter Fall	Dritter Fall
Allgemein Falls gilt:	$f(n)\in {\mathcal {O}}\left(n^{\log _{b}a-\varepsilon }\right)$  für ein $\varepsilon >0$	$f(n)\in \Theta \left(n^{\log _{b}a}\right)$	$f(n)\in \Omega \left(n^{\log _{b}a+\varepsilon }\right)$ für ein $\varepsilon >0$ und ebenfalls für ein $c$ mit $0<c<1$ und alle hinreichend großen $n$ gilt: $af(\textstyle {\frac {n}{b}})\leq cf(n)$
Dann folgt:	$T(n)\in \Theta \left(n^{\log _{b}a}\right)$	$T(n)\in \Theta \left(n^{\log _{b}a}\log(n)\right)$	$T(n)\in \Theta (f(n))$
Beispiel	$T(n)=8T(\textstyle {\frac {n}{2}})+1000n^{2}$	$T(n)=2T(\textstyle {\frac {n}{2}})+10n$	$T(n)=2T(\textstyle {\frac {n}{2}})+n^{2}$
Aus der Formel ist folgendes abzulesen:	$a=8$, $b=2$   $f(n)=1000n^{2}$   $\log _{b}a=\log _{2}8=3$	$a=2$, $b=2$   $f(n)=10n$   $\log _{b}a=\log _{2}2=1$	$a=2$, $b=2$   $f(n)=n^{2}$   $\log _{b}a=\log _{2}2=1$
1. Bedingung:	$f(n)\in {\mathcal {O}}\left(n^{\log _{b}a-\varepsilon }\right)$  für ein $\varepsilon >0$	$f(n)\in \Theta \left(n^{\log _{b}a}\right)$	$f(n)\in \Omega \left(n^{\log _{b}a+\varepsilon }\right)$ für ein $\varepsilon >0$
Werte einsetzen:	$1000n^{2}\in {\mathcal {O}}\left(n^{3-\varepsilon }\right)$	$10n\in \Theta \left(n^{1}\right)$	$n^{2}\in \Omega \left(n^{1+\varepsilon }\right)$
Wähle $\varepsilon >0$:	$1000n^{2}\in {\mathcal {O}}\left(n^{2}\right)$ mit $\varepsilon =1$  ✔	$10n\in \Theta \left(n\right)$  ✔	$n^{2}\in \Omega \left(n^{2}\right)$ mit $\varepsilon =1$  ✔
2. Bedingung: (nur im 3. Fall)			$af(\textstyle {\frac {n}{b}})\leq cf(n)$ Setze auch hier obige Werte ein: $2(\textstyle {\frac {n}{2}})^{2}\leq cn^{2}\Leftrightarrow$$\textstyle {\frac {1}{2}}n^{2}\leq cn^{2}$ Wähle c = ½: $\forall n\geq 1:\textstyle {\frac {1}{2}}n^{2}\leq \textstyle {\frac {1}{2}}n^{2}$  ✔
Damit gilt für die Laufzeitfunktion:	$T(n)\in \Theta (n^{3})$	$T(n)\in \Theta (n\log(n))$	$T(n)\in \Theta (n^{2})$

( ✔ = Wahre Aussage)

Verallgemeinerung des zweiten Falls

Nicht alle Rekurrenzgleichungen lassen sich mithilfe einer der drei Fällen des Mastertheorems lösen. So ist zum Beispiel die folgende Rekurrenzgleichung nicht direkt mit dem Mastertheorem lösbar.

$T(n)=8T(\textstyle {\frac {n}{2}})+n^{3}\ln(n)$.

Auf den ersten Blick scheint es, dass der 3. Fall anzuwenden ist:

$a=8,$  $b=2$,  $f(n)=n^{3}\ln(n)$

Für den 3. Fall ist zu zeigen: $f(n)\in \Omega \left(n^{\log _{b}a+\varepsilon }\right)$

Definition vom Ω-Kalkül:$f(n)\in \Omega (g(n)):0<\liminf _{n\to \infty }\left|\textstyle {\frac {f(n)}{g(n)}}\right|\leq \infty$

Angewandt auf $n^{3}\ln(n)\in \Omega \left(n^{\log _{2}8+\varepsilon }\right)$:

$\exists \varepsilon >0:0<\liminf _{n\to \infty }\left|{\frac {f(n)}{g(n)}}\right|=\liminf _{n\to \infty }\left|{\frac {n^{3}\ln(n)}{n^{\log _{2}8+\varepsilon }}}\right|=\liminf _{n\to \infty }\left|{\frac {\ln(n)}{n^{\varepsilon }}}\right|=0\Rightarrow$ Widerspruch!

Es existiert kein $\varepsilon >0$, so dass der Limes ungleich Null ist. Also ist der 3. Fall nicht auf diese Rekursionsgleichung anwendbar!

Es gilt: $T(n)\in \Theta \left(n^{\log _{b}a}\ln ^{k+1}n\right)$, falls $f(n)\in \Theta \left(n^{\log _{b}a}\ln ^{k}n\right)$

Genau betrachtet stellt diese Formel eine Verallgemeinerung des zweiten Falls dar.

Lösung nach obiger Formel:

$f(n)=n^{3}\ln(n)\in \Theta \left(n^{\log _{b}a}\ln ^{k}n\right)=\Theta \left(n^{\log _{2}8}\ln ^{1}n\right)=\Theta \left(n^{3}\ln(n)\right)$ ✔

Da $f(n)$ die hinreichende Bedingung erfüllt, gilt nun: $T(n)=\Theta \left(n^{3}\ln ^{2}n\right)$

Siehe zu demselben Beispiel auch die Aufwandsabschätzung im Ο-Kalkül mit Hilfe der Substitutionsmethode.

Bemerkungen

• Angenommen, es ist folgende Rekurrenz gegeben, bei der $n/b$ durch die Floor- oder Ceiling-Funktion angegeben werden:

z. B.:  $T(n)=aT(\lfloor {\tfrac {n}{b}}\rfloor )+f(n)$

In diesem Fall kann man $\lfloor {\tfrac {n}{b}}\rfloor$ oder auch $\lceil {\tfrac {n}{b}}\rceil$ mit Hilfe der Form ${\tfrac {n}{b}}$ abschätzen.

• Ob man nun $T(n)\in \Theta (\ln(n))$  (Logarithmus naturalis) schreibt, oder  $T(n)\in \Theta (\lg(n))$ (dekadischer Logarithmus) ist egal, da nach den Logarithmengesetzen gilt:

$\ln(n)=\log _{e}(n)=\textstyle {\frac {\log _{10}(n)}{\log _{10}(e)}}=c\cdot \log _{10}{n}\in \Theta (\log _{10}{n})=\Theta (\lg {n})$

Allgemeinere Form

In allgemeinerer Form gilt auch:

Definition

Sei $T:\mathbb {N_{0}} \to \mathbb {N_{0}}$ die zu untersuchende Abbildung der Form

$T(n)=\sum _{i=1}^{m}T\left(\alpha _{i}n\right)+f(n)$,

wobei $\alpha _{i}\in \mathbb {R} :0<\alpha _{i}<1$, $m\in \mathbb {N} :m\geq 1$ und $f(n)\in \Theta (n^{k})$ mit $k\in \mathbb {N_{0}}$.

$T$ wird hierfür implizit durch $T(x):=T(\lfloor x\rfloor )$ oder $T(\lceil x\rceil )$ für $x\in \mathbb {R_{0}^{+}}$ auf die reellen Zahlen fortgesetzt.

Dann gilt:

$T(n)\in {\begin{cases}\Theta (n^{k})&{\mbox{falls }}\sum _{i=1}^{m}(\alpha _{i}^{k})<1\\\Theta (n^{k}\log n)&{\mbox{falls }}\sum _{i=1}^{m}(\alpha _{i}^{k})=1\\\Theta (n^{c}){\mbox{ mit }}\sum _{i=1}^{m}(\alpha _{i}^{c})=1&{\mbox{falls }}\sum _{i=1}^{m}(\alpha _{i}^{k})>1\end{cases}}$

Beispiel

Quick-Sort

Als Beispiel für die Berechnung der Laufzeit eines rekursiven Algorithmus mit Hilfe des Master-Theorem betrachten wir das rekursive Sortierverfahren Quick-Sort.

Quick-Sort besitzt folgende Rekursionsgleichung:

$T(n)=2\cdot T(\textstyle {\frac {n}{2}})+c\cdot n.$

Wähle $a=2$, $b=2$ und $f(n)=c\cdot n$.

Es folgt $\log _{b}a=\log _{2}2=1$

Nach dem Master-Theorem folgt, dass Quick-Sort folgende Laufzeit besitzt:

$T(n)\in \Theta (n\cdot \log(n))$

Literatur

• Thomas H Cormen, Charles E. Leiserson, Ronald L. Rivest, Clifford Stein: Algorithmen – eine Einführung. Oldenbourg, München, Wien 2004, ISBN 3-486-27515-1 (Originaltitel: Introduction to algorithms. Übersetzt von Karen Lippert, Micaela Krieger-Hauwede). 
• Thomas H. Cormen, Charles E. Leiserson, Ronald L. Rivest, Clifford Stein: Introduction to Algorithms. 2. Auflage. MIT Press, Cambridge MA 2001, ISBN 0-262-03293-7.