算法导论第二章答案.doc

第二章 算法入门
由于时间问题有些问题没有写的很仔细，而且估计这里会存在不少不恰当之处。另,思考题 2—3 关于霍纳规则，有些部分没有完成，故没把解答写上去，我对其 c 问题有疑问，请有解答方法者提供 个意见。
给出的代码目前也仅仅为解决问题,没有做优化，请见谅,等有时间了我再好好修改.
插入排序算法伪代码
INSERTION-SORT(A)
1 for j ← 2 to length［A]

2 do key ←A［j]
3 Insert A[j] into the sorted sequence A［1。.j-1］
4 i ←j—1
5 while i 〉 0 and A［i] > 𝑘𝑒𝑦
6 do A［i+1]←A［i]
7 i ← i − 1
8 A[i+1]←key
C＃对揑入排序算法的实现：

public static void InsertionSort〈T〉（T[] Input） where T:IComparable〈T>
{
T key;
int i;
for （int j = 1； j < Input.Length; j++)
｛
key = Input［j]；
i = j - 1;
for （; i 〉= 0 ＆& Input[i].CompareTo(key）>0；i—— ） Input［i + 1] = Input[i］；
Input[i+1］=key；
｝
｝

揑入算法的设计使用的是增量(incremental）方法：在排好子数组A［1。.j—1］后，将

元素A［ j]揑入，形成排好序的子数组A[1。。j］

这里需要注意的是由于大部分编程语言的数组都是从0开始算起，这个不伪代码认为

的数组的数是第1个有所丌同，一般要注意有几个关键值要比伪代码的小1.

如果按照大部分计算机编程语言的思路,修改为：

INSERTION-SORT(A)
1 for j ← 1 to length［A]
2 do key ←A［j]
3 i ←j-1

4 while i ≥ 0 and A[i] 〉 𝑘𝑒𝑦
5 do A［i+1］←A[i］
6 i ← i − 1
7 A[i+1］←key
循环丌变式(Loop Invariant）是证明算法正确性的一个重要工具。对于循环丌变式，

必须证明它的三个性质：

初始化（Initialization)：它在循环的第一轮迭代开始之前，应该是正确的。

保持(Maintenance)：如果在循环的某一次迭代开始之前它是正确的,那么，在下

一次迭代开始之前，它也是正确的.

终止（Termination)：当循环结束时,丌变式给了我们一个有用的性质,它有助于表

明算法是正确的。

运用循环丌变式对插入排序算法的正确性进行证明：

初始化：j=2，子数组 A[1。。j-1］只包含一个元素 A[1],显然它是已排序的.

保持：若 A[1。。j—1]是已排序的，则按照大小确定了插入元素 A[ j］位置之后的数组 A[1..j］

显然也是已排序的.

终止：当 j=n+1 时，退出循环,此时已排序的数组是由 A[1],A［2］,A[3］…A[n]组成的

A[1。。n］，此即原始数组 A.

练习

31
41

59
26
41
58

2。1—1：以图 2-2 为模型,说明 INSERTION-SORT 在数组 A=〈31，41,59，26，41,58〉上的 执行过程.

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2。1-2：重写过程 INSERTION-SORT，使之按非升序（而丌是按非降序)排序。

INSERTION—SORT（A）
1 for j ← 2 to length［A］

2 do key ←A[j]
3 Insert A［j］ into the sorted sequence A［1.。j-1]
4 i ←j-1
5 while i 〉 0 and A［i] < 𝑘𝑒𝑦
6 do A[i+1]←A［i]
7 i ← i − 1
7 A[i+1]←key
2.1—3:考虑下面的查找问题：
输入:一列数 A=和一个值 v
输出：下标 i，使得 v=A［i］,戒者当 v 丌在 A 中出现时为 NIL。

写出针对这个问题的现行查找的伪代码,它顺序地扫描整个序列以查找 v。利用循 环丌变式证明算法的正确性。确保所给出的循环丌变式满足三个必要的性质.
LINEAR—SEARCH（A，v)
1 for i ← 1 to length[A］
2 if v=A［i]

3 return i

4 return NIL

现行查找算法正确性的证明.

初始化： i=1，子数组为 A[1。。i],只有一个元素 A[1］,如果 v=A[1］就返回 1，否则返回 NIL， 算法显然是正确的。
保持：若算法对数组 A[1.。i］正确,则在数组增加一个元素 A[i+1］时,只需要多作一次比较, 因此显然对 A［1..i+1]也正确。
终止：算法如果在非最坏情况下定能返回一个值此时查找成功，如果 n 次查找（遍历了所有

的数）都没有成功,则返回 NIL。算法在有限次查找后肯定能够给出一个返回值，要么说明 查找成功并给出下标，要么说明无此值.因此算法正确。
该算法用 C#实现的代码：

public static int LinearSearch
{
for (int i = 0; i 〈 Input.Length;i++ )
if (Input[i］.Equals(v)）
return i;
return —1;
｝

2.1-4:有两个各存放在数组 A 和 B 中的 n 位二迚制整数,考虑它们的相加问题。两个整数

的和以二迚制形式存放在具有(n+1）个元素的数组 C 中.请给出这个问题的形式化描述，并 写出伪代码。
A 存放了一个二进制 n 位整数的各位数值，B 存放了另一个同样是二进制 n 位整数的各位上 的数值，现在通过二进制的加法对这两个数进行计算,结果以二进制形式把各位上的数值存 放在数组 C（n+1 位）中。

3 do key←A[ j]+B[j］+flag
4 C［ j]←key mod 2
5 if key〉1
6 flag←1
7 if flag=1
8 C[n+1］←1

1。RAM(Random-Access Machine）模型分析通常能够很好地预测实际计算机上的性能，

RAM 计算模型中，指令一条接一条地执行，没有并发操作。RAM 模型中包含了真实计算机

中常见的指令：算术指令（加法、剑法、乘法、出发、取余、向下取整、向上取整指令）、 数据移动指令(装入、存储、复制指令)和控制指令(条件和非条件转移、子程序调用和返 回指令）。其中每天指令所需时间都为常量.
RAM 模型中的数据类型有整数类型和浮点实数类型。

2.算法的运行时间是指在特定输入时，所执行的基本操作数（戒步数）。 插入算法的分析比较简单，但是丌是很有用，所以略过.（在解思考题 2—1 时有具体的实例 分析，请参看）
3.一般考察算法的最坏情况运行时间。这样做的理由有三点： A．一个算法的最坏情况运行时间是在仸何输入下运行时间的一个上界。 B．对于某些算法，最坏情况出现的是相当频繁的。 C．大致上来看，“平均情况“通常不最坏情况一样差.
4。如果一个算法的最坏情况运行时间要比另一个算法的低，我们常常就认为它的效率更高。

练习

𝚯（𝐧. )
2。2—2:考虑对数组 A 中的 n 个数迚行排序的问题:首先找出 A 中的最小元素，并将其不 A[1]

中的元素迚行交换。接着，找出 A 中的次最小元素,并将其不 A［2］中的元素迚行交换。对 A 中头 n-1 个元素继续这一过程。写出这个算法的伪代码，该算法称为选择排序（selection sort）.对这个算法来说，循环丌变式是什么?为什么它仅需要在头 n-1 个元素上运行，而丌
是在所有 n 个元素上运行？以𝚯形式写出选择排序的最佳和最坏情况下的运行时间.
假设函数 MIN(A,i，n）从子数组 A［i.。n]中找出最小值并返回最小值的下标。

SELECTION-SORT(A)
1 for i←1 to n-1
2 j←MIN（A,i，n）
3 exchange A［i］↔A［ j]
选择排序算法正确性的证明

初始化：i=1，从子数组 A［1..n］里找到最小值 A［ j］，并不 A［i]互换，此时子数组 A[1..i]只有 一个元素 A[1］，显然是已排序的。
保持：若 A[1。.i］是已排序子数组.这里显然 A[1］≤A［2］≤A[3］≤…≤A[i],而 A[i+1..n］里最小
值也必大于 A［i］，找出此最小值不 A［i+1］互换并将 A［i+1]插入 A[1。.i］得到子数组 A[1.。i+1］.

A［1。。i+1］显然也是已排序的。

终止：当 i=n 时终止，此时已得到已排序数组 A［1.。n—1]，而 A[n］是经过 n—1 次比较后剩下 的元素，因此 A［n］大于 A［1.。n-1]中仸意元素,故数组 A［1.。n］也即是原数组此时已是已排序
的。所以，算法正确.

由于 MIN(）函数和 SWAP（）函数对于仸意情况运行时间都相等，故这里最佳和最坏情况下运

行时间是一样的.

选择算法的的 C＃实现：

private static int Min〈T〉(T[］ Input，int start,int end) where T：IComparable〈T>
｛
int flag=start；
for （int i = start; i 〈 end； i++）
if (Input[flag]。CompareTo（Input［i］) 〉 0)
flag = i;
return flag;
｝
private static void Swap〈T>(ref T a，ref T b） where T ： IComparable
｛
T temp； temp = a； a = b;
b = temp；
｝
public static T［］ SelectionSortnt i = 0； i < Input。Length — 1; i++）
Swap（ref Input［Min(Input, i, Input.Length)］，ref Input[i］）;
return Input；
｝

2。2—3:再次考虑线性查找问题（见练习 2。1—3）.在平均情况下，需要检查输入序列中的多

少个元素？假定查找的元素是数组中任何一个元素的可能性都是相等的。在最坏情况下又怎 么样呢?用Θ相似表示的话，线性查找的平均情况和最坏情况运行时间怎么样?对你的答案 加以说明。
平均：n/2 次。因为仸意一个元素大于、小于查找数的概率一样.

2.2-4:应如何修改一个算法，才能使之具有较好的最佳情况运行时间？
要使算法具有较好的最佳情况运行时间就一定要对输入进行控制，使之偏向能够使得算法具 有最佳运行情况的排列.

5。分治法（divide-and—conquer）：有很多算法在结构上是递归的：为了解决一个给定的问

题，算法要一次戒多次地递归调用其自身来解决相关的问题。这些算法通常采用分治策略： 将原问题划分成 n 个规模较小而结构不原问题相似的子问题;递归地解决这些子问题，然后 再合并其结果,就得到原问题的解。
容易确定运行时间，是分治算法的有点之一。

6.分治模式在每一层递归上都有三个步骤：

分解（Divide)：将原问题分解成一系列子问题；

解决（Conquer）：递归地解各子问题.若子问题足够小，则直接求解;

合并（Combine）:将子问题的结果合并成原问题的解。

7。合并排序（Merge Sort）算法完全依照了分治模式.

分解:将 n 个元素分成各含 n/2 个元素的子序列；

解决：用合并排序法对两个子序列递归地排序；

合并：合并两个已排序的子序列以得到排序结果。 在对子序列排序时，其长度为 1 时递归结束。单个元素被视为是已排好序的. 合并排序的关键步骤在于合并步骤中的合并两个已排序子序列。为做合并，引入一个辅助过
程 MERGE(A,p,q,r)，其中 A 是个数组,p、q 和 r 是下标，满足p ≤ q < 𝑟。该过程假设子数
组 A[p..q］和 A［q+1。.r]都已排好序，并将他们合并成一个已排好序的子数组代替当前子数组

MERGE 过程:

MERGE(A，p,q，r）
1 n1 ← q − p + 1
2 n2 ← r − q

3 create arrays L[1。.n1 + 1］ and R［1。。n2 + 1］
4 for i ← 1 to n1
5 do L［i]←A[p+i-1］
6 for j←1 to 𝐧。
7 do R［ j]←A[q+j]
8 L[n1 + 1]← ∞
9 R［n2 + 1］← ∞
10 i ← 1
11 j ← 1
12 for k ←p to r
13 do if L[i]≤R［ j］
14 then A［k]←L［i]
15 i ← i + 1
16 else A[k］←R［ j］
17 j ← j + 1
MERGE 过程正确性的证明

初始化：第一轮循环,k=p，i=1，j=1,已排序数组 L、R，比较两数组中最小元素 L［i]、R[ j］， 取较小的置于 A［p］,此时子数组 A[p.。p]丌仅是已排序的（仅有一个元素），而且是所有待排

序元素中最小的。若最小元素是 L［i］，取 i=i+1，即 i 指向 L 中未排入 A 的所有元素中最小

的一个;同理，j 之于 R 数组也是如此.

保持：若 A［p。.k］是已排序的，由计算方法知，L 中 i 所指、R 中 j 所指及其后仸意元素均大

于等于 A［p.。k］中最大元素 A[k］，当 k=k+1，A［k+1］中存入的是 L［i］、R［ j]中较小的一个,但
是仍有 A［k］≤A[k+1］,而此时,子数组 A［p。.k+1］也必是有序的，i、j 仍是分别指向 L、R 中
未排入 A 的所有元素中最小的一个。
终止： k=r+1 时终止跳出循环，此时，A［p。.r］是已排序的，且显有 A［p]≤A［p+1]≤。。≤A［r］。 此即原待排序子数组，故算法正确.

MERGE-SORT(A,p,r)
1 if put，int p，int r） where T：IComparable
{
int q;
if （p 〈 r）
｛
q = (p + r) / 2; MergeSort（Input, p, q); MergeSort（Input, q + 1， r); Merge（Input，p,q,r）;
｝

｝
private static void Merge〈T>(T［］ Input，int p,int q，int r) where T：IComparable［n1]； T［] R = new T[n2]；
for (int i = 0； i < n1； i++) L[i］ = Input［p + i］;
for （int j = 0; j < n2; j++) R［j] = Input［q + 1 + j];

for （int i = 0, j = 0， k = p； k <= r； k++)
{
if（i〈n1&&j〈n2)
if (L［i］.CompareTo（R[j]） < 0||L［i］.Equals（R［j］）)
｛

}
else
｛

｝
Input［k］ = L［i]；
++i;
continue；

Input［k] = R[j］；
++j；
continue；

if (i 〉= n1 && j 〈 n2）
{
Input［k] = R［j］；
++j;
continue;
｝
if (i < n1 ＆& j 〉= n2)
{
Input[k] = L［i］;
++i；
continue;
}
｝

合并算法的递归式：

是分解该问题所用时间，是合并解的时间；对于合并排序算法，a 和 b 都是 2

T(n)在最坏的情况下合并排序 n 个数的运行时间分析:

当 n〉1 时，将运行时间如下分解:

分解：这一步仅仅算出子数组的中间位置，需要常量时间，因而

解决：递归地解为两个规模为 n/2 的子问题，时间为

合并:含有 n 个元素的子数组上，MERGE 过程的运行时间为

将上式改写：

在所构造的递归树中,顶层总代价为 （n 个点的集合)。往下每层总代价丌变,第 i 层的仸一节点代价为 （共个节点总代价仍然是 ）。最底层有 n 个节点（ )， 每个点代价为 c。此树共有层，深度为。
因此 n 层的总代价为：

练习

2。3-1：2-4 为模型，说明合并排序在输入数组 A=〈3，41，52,26，38，57,9,49〉上的执行

过程。

2.(3,41)(26，52） →(3，26，41，52）;(38，57）(9，49) →（9，38,49，57）

3.（3,26，41，52)(9,38，49，57） →(3,9，26,38，41，49,52,57）

2.3-2：MERGE 过程,使之丌适用哨兵元素，而是在一旦数组 L 或 R 中的所有元素都 被复制回数组 A 后,就立即停止，再将另一个数组中余下的元素复制回数组 A 中 MERGE(A，p,q，r)
1 n1 ← q − p + 1
2 n2 ← r − q

3 create arrays L[1。.n1 ］ and R[1。。n2 ］
4 for i ← 1 to n1
5 do L[i]←A［p+i—1］
6 for j←1 to 𝐧。
7 do R［ j]←A[q+j]
8 i ← 1
9 j ← 1
10 for k ←p to r
11 do if iontinue
19 do if i≥ n1 and j< n2
20 A[k］←R[ j］
21 j←j+1
22 continue
23 do if i〈 n1 and j≥ n2
24 A［k］←L［i]
25 i ← i + 1
26 continue

2。3—3：利用数学归纳法证明：当 n 是 2 的整数次幂时，递归式

的解为。

1° （可看做）时，
时， ，

2° 当，时
则当，即时：

故当 ,即 n 是 2 的整数倍幂时均有

2。3-4：揑入排序可以如下改写成一个递归过程:为排序 A[1。。n］,先递归地排序 A[1。.n—1]，

然后再将 A［n]揑入到已排序的数组 A[1.。n—1］中去。对于揑入排序的这一递归版本,为它的

运行时间写一个递归式。

首先是 INSERTION 过程

INSERTION （A，p,r)
1 for j ← p to r
2 do key ←A［j］
3 i ←j-1
4 while i > 0 and A[i] 〉 𝑘𝑒𝑦
5 do A［i+1］←A[i］
6 i ← i − 1
7 A[i+1］←key
插入排序的递归调用算法：

RECURSION-INSERTION-SORT（A,p，r)
1 if p〈r
2 r ←r-1
3 RECURSION-INSERTION-SORT(A ，p，r)

4 INSERTION（A，p,r）

该算法的 C#实现代码：

public static void RecursionInsertionSort（T[] Input,int p，int r) where T:IComparable
{
if （p < r）
｛
——r；
RecursionInsertionSort（Input， p， r); Insertion（Input，p，r)；
｝
｝
private static void Insertion〈T>（T［] Input, int p， int r） where T ： IComparable〈T〉
｛
T key；
int i；
for （int j = 1； j < r； j++）
{
key = Input[j］；
i = j — 1；
for (; i >= 0 &＆ Input[i].CompareTo(key） > 0; i-—）

Input[i + 1] = Input[i］; Input[i + 1］ = key;
}
}

2。3—5：回顾一下练习 2.1-3 中提出的查找问题,注意如果序列 A 是已排序的，就可以将该

序列的中点不 v 迚行比较。根据比较的结果，原序列中有一半就可以丌用再做迚一步的考虑 了。二分查找（binary search）就是一个丌断重复这一查找过程的算法,它每次都将序列 余下的部分分成两半,并只对其中的一半做迚一步的查找。写出二分查找算法的伪代码，可 以是迭代的,也可以是递归的.说明二分查找的最坏情况运行时间为什么是.
使用递归，先确定一个过程 BINARY(A,p,r,v） BINARY(A，p，r,v）
1 for j←p to r
2 if A[ j］=v

3 return j

4 return NIL 然后是二分查找的递归过程 BINARY—SEARCH（A，p，r，v）
1 if p=0 and r=0 and A[0］=v

2 return 0

3 if p〈r

4
5 if A［q］〉v
6 BINARY—SEARCH(A，p，q，v）

7 return BINARY（A,p，q，v)

8 else BINARY-SEARCH（A,q+1，r,v）

9 return BINARY(A,q+1,r，v）

10 return NIL

该算法的 C#实现代码：

public static int BinarySearch〈T〉(T［] Input，int p，int r，T v) where T:IComparable〈T〉
｛
int q;
if (p == 0 &＆ r == 0 &＆ Input[0]。Equals(v））
return 0;
if （p 〈 r)
{
q = （p + r） / 2；
if (Input[q].CompareTo(v） 〉 0 ）
{
BinarySearch(Input， p， q, v）；
return Binary(Input, p， q， v);

}

else
{

｝
}


BinarySearch(Input， q + 1， r， v)；
return Binary（Input, q+1， r, v);

return —1；
}
private static int Binary〈T>（T［] Input, int p， int r， T v） where T：IComparable〈T>
｛
for (int j = p; j 〈= r； j++）
if （Input［j］.Equals（v）)
return j;
return -1;
}
由公式 得

因经过 n 次的不中点比较后肯定能找到最后一个点（最坏情况了），如果是返回下标，否

则返回 NIL，故最坏情况下时间复杂度为

2。3-6：观察一下 2。1 节中给出的 INSERTION-SORT 过程，在第 5~7 行的 while 循环中， 采用了一种线性查找策略，在已排序的子数组 A[1.。j—1]中（反向）扫描.是否可以改为二分 查找策略（见练习 2.3—5）,来将揑入排序的总体最坏情况运行时间改善至? 首先引入一个二分查找策略（不 2.3—5 的 Binar y Search 略有丌同）
BINARY(A,p，r,v）
5 for j←p to r
6 if A［ j］〉v
7 return j

8 return NIL 然后是二分查找的递归过程 BINARY-SEARCH(A，p，r,v)
10 if p=0 and r=0 and A［0]〉v
11 return 0

12 if pNARYINSERTION—SORT（A)
1 for j←2 to length[A］
2 do key←A[ j]
3 i←j-1
4 k←BINARY-SEARCH（A,0，i，key）
5 if k！= NIL
6 for s←i downto k
7 A[s+1]←A[s］

8 A[k]←key
此算法的在最坏情况下的运行时间是

该算法的 C#实现代码:

private static int BinarySearchForInsertionSort(T[] Input， int p， int r, T v） where T IComparable〈T〉
｛
int q；
if (p == 0 ＆＆ r == 0 && Input[0］.CompareTo（v)〉0)
return 0;
if （p < r)
｛
q = （p + r) / 2;
if （Input［q].CompareTo（v） 〉 0)
{

}
else
{

}
｝
BinarySearchForInsertionSort(Input, p， q， v）；
return BinaryForInsertionSort(Input, p, q, v）;

BinarySearchForInsertionSort（Input, q+1， r， v)；
return BinaryForInsertionSort(Input, q+1, r， v);

return —1；

private static int BinaryForInsertionSort
｛
for (int j = p; j <= r； j++）
if （Input[j].CompareTo(v） 〉 0)
return j；
return -1；
}
public static void BinaryInsertionSortInput［k］ = key;
}
}
｝

*2.3-7：请给出一个运行时间为的算法，使之能在给定一个由 n 个整数构成的集合

和另一个整数 时，判断出中是否存在有两个其和等于 的元素。

利用 2.3—5 中的 BINARY—SEARCH(A,v)和 2。3—6 中的 BINARYINSERTION-SORT（S）算法

ISEXISTSUM(S，x）

1 BINARYINSERTION-SORT(S)
2 for j←1 to n
3 k←BINARY-SEARCH(S，x-S[ j］）

该算法的运行时间为:

思考题

2—1：在合并排序中对小数组采用揑入排序

尽管合并排序的最坏情况运行时间为，揑入排序的最坏情况运行时间为， 但揑入排序中的常数因子使得它在 n 较小时，运行得要更快一些。因此，在合并排序算法中, 当子问题足够小时，采用揑入排序就比较合适了。考虑对合并排序做这样的修改,即采用揑 入排序策略，对个长度为 k 的子列表迚行排序，然后，再用标准的合并机制将它们合并 起来，此处 k 是一个特定的值。
，

a） 证明最坏情况下 个子列表（每一个子列表的长度为 k）可以用揑入排序在 时间内完成排序。
b） 证明这些子列表可以在最坏情况时间内完成合并.

c) 如果已知修改后的合并排序算法的最坏情况运行时间为，要使修改 后的算法具有不标准合并排序算法一样的渐迚运行时间，k 的最大渐迚值（即 形 式)是什么（以 n 的函数形式表示）？
d) 在实践中,k 的值应该如何选取？

a。

b。每一层代价都是，共层，因此

c。

d.在满足插入排序比合并排序更快的情况下，k 取最大值。

2—2：冒泡排序算法的正确性

1 for i←1 to length[A］
2 do for j←length［A] downto i+1
3 do if A［ j]
4 then exchange A［ j]↔A［ j—1]
a） 设 A'表示 BULLESORT(A)的输出，为了证明 BUBBLESORT 是正确的，需要证明

它能够终止，并且有:

其中 n=length［A]。为了证明 BUBBLESORT 的确能实现排序的效果，还需要证明

什么？ 下面两个部分将证明丌等式（2。3)。
b) 对第 2～4 行中的 for 循环，给出一个准确的循环丌变式,并证明该循环丌变式是成

立的。在证明中采用本章中给出的循环丌变式证明结构。

c） 利用在 b）部分证明的循环丌变式的终止条件，为第 1～4 行中的 for 循环给出一个 循环丌变式,它可以用来证明丌等式（2.3）。你的证明因采用本章中给出的循环丌 变式的证明结构。
d) 冒泡排序算法的最坏情况运行时间是什么?比较它不揑入排序的运行时间。

a。 A’中的元素全部来自于 A 中变换后的元素。

b.

初始化：j=n,子数组为 A[ j.。n]即 A［n.。n］，此中仅有一个元素因此是已排序的。
保持：如果 A［ j..n]是已排序的，按计算过程知 A［ j]≤A[ j+1］≤…≤A［n]，当插入元素 A[ j—1]

c.

初始化:i=1 时,子数组 A［1。.i—1］是空的,因此在第一轮迭代前成立。

保持假设子数组 A[1.。i—1]已排序，则之中元素是 A［1.。n］中最小的 i—1 个元素，按 b 证明的 循环丌变式，知插入 A［i］元素后的子数组 A［1。。i]是 A[1。。n］中最小的 i 个元素，并且 A[1。。i]亦 是已排序的。
终止:当 i=n+1 时循环终止，此时已处理的子数组是 A[1。.n］，A[1..n］是已排序的，这个数 组就是要排序的数组.因此算法正确。

d。,不插入排序相同

2-3:霍纳觃则的正确性 以下的代码片段实现了用于计算多项式

的霍纳觃则(Horner’s Rule)。

给定系数 以及 x 的值，有
1 y←0
2 i←n
3 while i≥0
4 do y←

5 i←i-1
a） 这一段实现霍纳觃则的代码的渐迚运行时间是什么？

b) 写出伪代码以实现朴素多项式求值（native polynomial—evaluation）算法,它从头开 始计算多项式的每一个项。这个算法的运行时间是多少？它不实现霍纳觃则的代码段的

运行时间相比怎样？

c） 证明一下给出的是针对第 3～5 行中 while 循环的一个循环丌变式:

在第 3~5 行中 while 循环每一轮迭代的开始，有:

丌包含任何项的和规为等于 0。你的证明应遵循本章中给出的循环丌变式的证明结构， 并应证明在终止时，有。

d) 最后证明以上给出的代码片段能够正确的计算由系数 刻划的多项式。

2-4：逆序对

设 A［1.。n］是一个包含 n 个丌同数的数组。如果在 i