主定理（Master Theorem）是用于分析分治算法复杂度的重要定理。
前置知识
渐进符号的概念
1. \(\mathcal{\Theta}\)（紧确渐进界）
若存在正常数 \(c_1,c_2,n_0\) 使得 \(\forall n\ge n_0\) 都有：
\[0\le c_1\cdot g(n)\le f(n)\le c_2\cdot g(n)
\]
则记 \(f(n)=\mathcal{\Theta}(g(n))\)。\(\mathcal{\Theta}\) 是等价关系，表示 \(f,g\) 增长速度同阶，类似 \(=\)。
2. \(\mathcal{O}\)（渐进上界）
若存在正常数 \(c,n_0\) 使得 \(\forall n\ge n_0\) 都有：
\[0\le f(n)\le c\cdot g(n)
\]
则记 \(f(n)=\mathcal{O}(g(n))\)。\(\mathcal{O}\) 是拟序关系，类似 \(\le\)（小于等于）。
3. \(\mathcal{\Omega}\)（渐进下界）
若存在正常数 \(c,n_0\) 使得 \(\forall n\ge n_0\) 都有：
\[0\le c\cdot g(n)\le f(n)
\]
则记 \(f(n)=\mathcal{\Omega}(g(n))\)。\(\mathcal{\Omega}\) 也是拟序关系，类似 \(\ge\)（大于等于）。
三者如下图所示。
常用性质
- \(f(n)=\mathcal{\Theta}(g(n))\Leftrightarrow f(n)=\mathcal{O}(g(n)) \land f(n)=\mathcal{\Omega}(g(n))\)
- \(f(n)=\mathcal{\Theta}(f(n))\)
- \(c\cdot \mathcal{\Theta}(f(n))=\mathcal{\Theta}(f(n))\)（\(c>0\) 且 \(c\) 与 \(n\) 无关）
- \(\mathcal{\Theta}(f(n))+\mathcal{\Theta}(g(n))=\mathcal{\Theta}(f(n)+g(n))=\mathcal{\Theta}(\max(f(n),g(n)))\)
- \(\mathcal{\Theta}(f(n))\mathcal{\Theta}(g(n))=\mathcal{\Theta}(f(n)g(n))\)
- \(\mathcal{\Theta}(\log_b n)=\mathcal{\Theta}(\log_2 n)\)（\(b>1\)）
性质 2~6 同样适用于 \(\mathcal{O}\) 和 \(\mathcal{\Omega}\)。
这些性质会在后面的证明中用到。
主定理简化版
设 \(T\left(n\right)\) 为分治算法处理规模为 \(n\) 的问题的复杂度，且满足：
\[T\left(n\right)=
\begin{cases}
aT\left(\frac{n}{b}\right)+\mathcal{O}\left(n^d\right) & \text{if}\;n\ge b\\
\mathcal{O}\left(1\right) & \text{if}\;n<b
\end{cases}
\]
其中：
- \(a\)：子问题个数（\(a\in \mathbb{Z},a\ge 1\)）。
- \(\frac{n}{b}\)：每个子问题大小（\(b\in \mathbb{R},b>1\)）。
- \(\mathcal{O}\left(n^d\right)\)：合并子问题的解得到原问题解的额外复杂度（\(d\ge 0\)）。
则有：
\[T\left(n\right)=\begin{cases}
\mathcal{O}\left(n^{\log_b a}\right) & \text{if} \; d<\log_b a \\
\mathcal{O}\left(n^d \log n\right) & \text{if} \; d=\log_b a \\
\mathcal{O}\left(n^d\right) & \text{if} \; d>\log_b a
\end{cases}
\]
这对于 OI 来说已经够用了。
例子
- 对于归并排序，\(a=2,b=2,d=1\)，有 \(d=\log_ba\)，因此时间复杂度为 \(O(n\log n)\)。
- 对于 \(a=2,b=2,d=2\) 的完全二叉树上背包问题，有 \(d>\log_ba\)，因此时间复杂度为 \(O(n^2)\)。
证明
不失一般性地，假设 \(n\) 是 \(b\) 的整数次幂。
考虑递归树。若根节点算一层，则树高为 \(\log_b n+1\)。单独计算叶子节点，展开得：
\[\begin{aligned}
T\left(n\right)&=\mathcal{O}\left(a^{\log_bn}\right)+\sum_{k=0}^{\log_b n-1}a^k\cdot \mathcal{O}\left(\left(\frac{n}{b^k}\right)^d\right)\\
&=\mathcal{O}\left(a^{\log_bn}\right)+\sum_{k=0}^{\log_b n-1}\mathcal{O}\left(a^k\right)\cdot \mathcal{O}\left(\left(\frac{n}{b^k}\right)^d\right)\\
&=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)+\sum_{k=0}^{\log_b n-1}\mathcal{O}\left(a^k\cdot \frac{n^d}{\left(b^d\right)^k}\right)\\
&=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)+\sum_{k=0}^{\log_b n-1}\mathcal{O}\left(\left(\frac{a}{b^d}\right)^k\cdot n^d\right)\\
&=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)+\mathcal{O}\left(\sum_{k=0}^{\log_b n-1}\left(\frac{a}{b^d}\right)^k\cdot n^d\right)\\
&=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)+\mathcal{O}\left(n^d\cdot\sum_{k=0}^{\log_b n-1}\left(\frac{a}{b^d}\right)^k\right)\\
\end{aligned}
\]
设 \(p=\frac{a}{b^d}\)，则：
\[\begin{cases}
p>1 & \text{if} \; d<\log_ba \\
p=1 & \text{if} \; d=\log_ba \\
0<p<1 & \text{if} \; d>\log_ba \\
\end{cases}
\]
且
\[T\left(n\right)=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)+\mathcal{O}\left(n^d\cdot\sum_{k=0}^{\log_b n-1}p^k\right)
\]
情况 1（\(d<\log_ba\)）
此时 \(p>1\)。
由等比数列求和公式，得：
\[\begin{aligned}
T\left(n\right)&=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)+\mathcal{O}\left(n^d\cdot \frac{p^{\log_bn}-1}{p-1}\right)\\
&=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)+\mathcal{O}\left(n^d\cdot \left(p^{\log_bn}-1\right)\right)\\
&=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)+\mathcal{O}\left(n^d\cdot \left(\left(\frac{a}{b^d}\right)^{\log_bn}-1\right)\right)\\
&=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)+\mathcal{O}\left(n^d\cdot \left(\frac{a^{\log_bn}}{b^{d\log_bn}}-1\right)\right)\\
&=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)+\mathcal{O}\left(n^d\cdot\left(\frac{n^{\log_b a}}{n^d}-1\right)\right)\\
&=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)+\mathcal{O}\left(n^{\log_b a}-n^d\right)\\
&=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)
\end{aligned}
\]
情况 2（\(d=\log_ba\)）
此时 \(p=1\)。
\[\begin{aligned}
T\left(n\right)&=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)+\mathcal{O}\left(n^d\cdot \log_bn\right)\\
&=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)+\mathcal{O}\left(n^d\log n\right)\\
&=\mathcal{O}\left(n^d\log n\right)
\end{aligned}
\]
情况 3（\(d>\log_ba\)）
此时 \(0<p<1\)。
由等比数列求和公式，得：
\[\begin{aligned}
T\left(n\right)&=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)+\mathcal{O}\left(n^d\cdot \frac{p^{\log_bn}-1}{p-1}\right)\\
&=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)+\mathcal{O}\left(n^d\cdot \frac{1-p^{\log_bn}}{1-p}\right)\\
&=\mathcal{O}\left(n^{\log_ba}\right)+\mathcal{O}\left(n^d\right)\cdot \mathcal{O}\left(1\right)\\
&=\mathcal{O}\left(n^d\right)
\end{aligned}
\]
注意 \(p-1<0\)，故应将分母化为 \(1-p\)。
证毕。
主定理完整版
\(\mathcal{O}(n^d)\) 被换成了更一般的 \(f(n)\)。
\[T(n)=aT(\frac{n}{b})+f(n)\quad(n\ge b)
\]
则有：
\[T(n)=\begin{cases}
\Theta(n^{\log_b a}) & \text{if}\;f(n)=O(n^{\log_b a-\epsilon})\\
\Theta(f(n)) & \text{if}\;f(n)=\Omega(n^{\log_b a+\epsilon})\\
\Theta(n^{\log_b a}\log^{k+1}n) & \text{if}\;f(n)=\Theta(n^{\log_b a}\log^k n)
\end{cases}
\]
其中 \(\epsilon>0,k\ge 0\)。
注意其中第二条还必须满足存在正常数 \(c<1,n_0\) 使得 \(\forall n\ge n_0\) 都有 \(a f(\frac{n}{b}) \le c f(n)\)。
证明比较繁琐，这里不作展开。思路大致就是代入关于 \(f(n)\) 的渐进符号然后化简。