Datenstrukturen und Algorithmen -
Datenstrukturen und Algorithmen -
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Minimale Spannbäume<br />
Minimale Spannbäume<br />
Minimale Spannbäume<br />
Minimale Spannbäume<br />
Spannbäume mit gleichem Gewicht – Beweis<br />
Beweis. (Forts.)<br />
◮ Der Pfad von u nach v in T 1 (mit Länge 2) muss eine Kante<br />
(w, x) ∉ T 2 enthalten. Es gilt W (w, x) = W (u, v), denn:<br />
◦ Wegen der MST-Eigenschaft von T 1 gilt W (w, x) W (u, v).<br />
◦ Wegen der MST-Eigenschaft von T 2 gilt W (u, v) W (w, x).<br />
⇒ W (w, x) = W (u, v).<br />
◮ Füge (u, v) zu T 1 hinzu <strong>und</strong> entferne (w, x);<br />
Wir erhalten T ′ 1 mit W (T 1) = W (T ′ 1 ).<br />
◮ Bemerke, daß T ′ 1 die MST-Eigenschaft hat, da T 1 die hatte.<br />
◮ Da T ′ 1 die MST-Eigenschaft hat <strong>und</strong> T ′ 1 <strong>und</strong> T 2 sich nur noch um<br />
k−1 Kanten unterscheiden:<br />
⇒ mit Induktionsannahme folgt, dass W (T ′ 1 ) = W (T 2) <strong>und</strong> damit<br />
W (T 1 ) = W (T 2 ).<br />
Theorem<br />
Theorem<br />
Ein Baum ist ein minimaler Spannbaum gdw. er die MST-Eigenschaft hat.<br />
Beweis.<br />
(⇒) Durch Widerspruch. Sei T ein MST von G. Nehme an, daß T die<br />
MST-Eigenschaft verletzt, d. h., das Hinzufügen von der Kante (u, v) ∉ T<br />
zu T erzeugt einen Zyklus, so dass für (x, y) ∈ T aus dem Zyklus<br />
W (u, v) < W (x, y). Das Ersetzen von (x, y) durch (u, v) in T liefert den<br />
Spannbaum T ′ mit W (T ′ ) < W (T ). Also kann T kein MST gewesen<br />
sein. Widerspruch.<br />
(⇐) Angenommen T hat die MST-Eigenschaft. Sei T ′ ein MST von G.<br />
Wegen ⇒ hat dann T ′ die MST-Eigenschaft. Mit dem vorigen Lemma<br />
haben Spannbäume mit MST-Eigenschaft das selbe Gewicht, also:<br />
W (T ) = W (T ′ ). Also ist auch T ein MST.<br />
Joost-Pieter Katoen <strong>Datenstrukturen</strong> <strong>und</strong> <strong>Algorithmen</strong> 17/21<br />
Joost-Pieter Katoen <strong>Datenstrukturen</strong> <strong>und</strong> <strong>Algorithmen</strong> 18/21<br />
Minimale Spannbäume<br />
Minimale Spannbäume<br />
Minimale Spannbäume<br />
Minimale Spannbäume<br />
Korrektheit von Prim’s Algorithmus<br />
Korrektheit von Prim’s Algorithmus – Beweis<br />
Theorem<br />
Der vom Prim’s Algorithmus erzeugte Spannbaum T k mit k > 0 Knoten<br />
(k = 1, . . . , n) hat die MST-Eigenschaft auf dem durch die Knoten in T k<br />
induzierten Teilgraph G k (d. h. (u, v) ist eine Kante in G k wenn (u, v) eine<br />
Kante in G ist, <strong>und</strong> u <strong>und</strong> v sind in T k ).<br />
Beweis.<br />
Induktion nach k.<br />
Induktionsanfang:<br />
k = 1, T 1 <strong>und</strong> G 1 enthalten nur Knoten <strong>und</strong> keine Kanten. T 1 hat<br />
damit die MST-Eigenschaft in G 1 .<br />
→<br />
Beweis. (Forts.)<br />
Induktionsschritt:<br />
k > 1. Angenommen T j hat die MST-Eigenschaft auf G j für j < k.<br />
◮ Sei v ∈ T k − T k−1 die k-te Knote die hinzugefügt wurde <strong>und</strong><br />
◮ (u 1 , v), . . . , (u m , v) die Kanten zwischen Knoten in T k−1 <strong>und</strong> v.<br />
◮ Sei (u 1 , v) die günstigste dieser Kanten die in T k gewählt wurde.<br />
◮ Betrachte die Kante (x, y) ∈ G k − T k .<br />
1. Sei x ≠ v <strong>und</strong> y ≠ v. Dann (x, y) ∈ G k−1 − T k−1 . Hinzufügen von<br />
(x, y) zu T k− liefert einen Zyklus, mit (nach Ind. Annahme) (x, y)<br />
maximalem Gewicht auf dem Zyklus. Dies ist jedoch der Zykel den<br />
es auch in T k gibt. Deswegen hat T k die MST-Eigenschaft auf G k .<br />
2. siehe nächste Folie.<br />
→<br />
Joost-Pieter Katoen <strong>Datenstrukturen</strong> <strong>und</strong> <strong>Algorithmen</strong> 19/21<br />
Joost-Pieter Katoen <strong>Datenstrukturen</strong> <strong>und</strong> <strong>Algorithmen</strong> 20/21