Spieltheorie
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6 Mechanismusdesign<br />
Definition 110 (Kritische Bezahlungen). Ein Mechanismus für single-minded bidders benutzt<br />
kritische Bezahlungen, wenn ein Bieter, der gewinnt, den minimalen Wert zahlt,<br />
der zum Gewinnen nötig ist, also das Infimum aller v ′ , so dass (S ∗ , v ′ ) gewinnt.<br />
Lemma 30. Der Greedy-Mechanismus für single-minded bidders ist monoton, benutzt kritische<br />
Bezahlungen, und Verlierer zahlen nichts.<br />
Beweis. Wir zeigen die einzelnen Behauptungen getrennt.<br />
Monotonie: Erhöhen von vi ∗ oder Verkleinern von S∗ i schiebt Bieter i in der Greedy-Ordnung<br />
höchstens weiter nach vorne, wodurch es für ihn nur leichter wird zu gewinnen.<br />
Kritische Bezahlungen: Bieter i gewinnt, solange er in der Greedy-Ordnung vor Bieter j<br />
steht (falls ein solches j überhaupt existiert). Dies gilt genau dann, wenn<br />
vi<br />
∗ √<br />
|S<br />
∗<br />
i | ≥<br />
v∗ j<br />
, √|Sj ∗| also genau dann, wenn<br />
√<br />
vi ∗ ≥ v∗ j |S<br />
∗<br />
i |<br />
= √|Sj ∗| v ∗ j<br />
√|S ∗ j |/|S∗ i | = p i .<br />
Verlierer zahlen nichts: Offensichtlich.<br />
Lemma 31. Ein Mechanismus für single-minded bidders, bei dem Verlierer nichts zahlen,<br />
der monoton ist, und der kritische Bezahlungen verwendet, ist anreizkompatibel.<br />
Beweis. Zunächst wollen wir zeigen, dass die Angabe der wahren Gebote nie zu negativem<br />
Nutzen führt. Verliert das angegebene Gebot, so hat der Bieter Nutzen 0. Gewinnt es, hat<br />
er Nutzen v ∗ − p ∗ ≥ 0, da v ∗ ≥ p ∗ , denn p ∗ ist gerade die kritische Bezahlung, und wenn<br />
das Gebot gewinnt, muss der Bieter (wahrheitsgemäß) einen Betrag v ∗ von mindestens p ∗<br />
geboten haben.<br />
Nun wollen wir zeigen, dass die Angabe eines vom wahren Gebot (S ∗ , v ∗ ) abweichenden<br />
Gebots (S ′ , v ′ ) keinen höheren Nutzen als (S ∗ , v ∗ ) bringt. Falls (S ′ , v ′ ) verlierend ist oder<br />
S ∗ ⊈ S ′ , der Bieter also nicht das erhält, was er wünscht, erhält er Nutzen 0 in (S ′ , v ′ ), also<br />
keine Verbesserung gegenüber seinem Nutzen bei Angabe von (S ∗ , v ∗ ), die nie zu negativem<br />
Nutzen führen kann.<br />
Bleibt also noch der Fall, dass (S ′ , v ′ ) gewinnend ist und S ∗ ⊆ S ′ . Um zu zeigen, dass auch<br />
dann (S ∗ , v ∗ ) ein mindestens so gutes Gebot ist wie (S ′ , v ′ ), gehen wir in zwei Schritten<br />
vor: Wir zeigen, dass (S ∗ , v ′ ) mindestens so gut ist wie (S ′ , v ′ ), und dann, dass (S ∗ , v ∗ )<br />
mindestens so gut ist wie (S ∗ , v ′ ).<br />
Um zu zeigen, dass (S ∗ , v ′ ) mindestens so gut ist wie (S ′ , v ′ ), sei p ′ die Bezahlung bei Gebot<br />
(S ′ , v ′ ) und p die Bezahlung bei Gebot (S ∗ , v ′ ). Für alle x < p ist (S ∗ , x) verlierend, da p<br />
gerade der kritische Wert für S ∗ ist. Wegen der Monotonie ist dann auch (S ′ , x) verlierend<br />
für alle x < p. Also ist der kritische Wert p ′ für S ′ mindestens p. Also ist (S ∗ , v ′ ) immer<br />
noch gewinnend, wenn (S ′ , v ′ ) es war, und erzeugt die gleiche Bezahlung.<br />
Um zu zeigen, dass (S ∗ , v ∗ ) mindestens so gut ist wie (S ∗ , v ′ ), müssen wir zwei Fälle unterscheiden.<br />
Angenommen, (S ∗ , v ∗ ) ist gewinnend mit Bezahlung p ∗ . Wenn v ′ > p ∗ , so ist<br />
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