[詹兴致矩阵论习题参考解答]习题4.16

Fan-Hoffman不等式的证明
本文证明了Fan-Hoffman不等式,该不等式涉及酉矩阵和半正定矩阵的极分解,通过引入Fan支配原理和J.von Neumann的矩阵不等式来完成证明。

16. (Fan-Hoffman) 设 $A\in M_n$, $A=UP$ 为极分解, $U$ 为酉矩阵, $P$ 为半正定矩阵. 若 $W\in M_n$ 为酉矩阵, 则 $$\bex \sen{A-U}\leq \sen{A-W}\leq \sen{A+U} \eex$$ 对任何酉不变范数成立.

 

 

 

证明: (1). 仅须证明: 对正定阵 $P$, 酉阵 $V$, 不等式 $$\bee\label{4_16_ineq} \sen{P-I}\leq \sen{P-V}\leq \sen{P+I} \eee$$对任何酉不变范数成立. 事实上, 若 \eqref{4_16_ineq} 成立, 则 \eqref{4_16_ineq} 对任何半正定阵 $P$ 也成立, 而 $$\beex \bea \sen{A-U}&=\sen{UP-U}\\ &=\sen{P-I}\\ &\leq \sen{P-U^*W}=\sen{A-W}\\ &\leq \sen{P+I}=\sen{A+U}. \eea \eeex$$ (2). 往证 \eqref{4_16_ineq}. 由 Fan 支配原理, 仅须验证 $$\bee\label{4_16_sing} s(A)\prec_ws(B)\prec_ws(C), \eee$$其中 $$\bex A=P-I,\quad B=P-V,\quad C=P+I. \eex$$ \eqref{4_16_sing} 的第二个不等号立马可得到. 事实上, $$\beex \bea \sum_{i=1}^k s_i(B) &=\sum_{i=1}^k s_i(P+(-V))\\ &\leq \sum_{i=1}^k \sez{s_i(P)+s_i(-V)}\quad\sex{\mbox{定理 4.9}}\\ &=\sum_{i=1}^k [\lm_i(P)+1]\quad\sex{\lm_i(P)\mbox{ 为 }P\mbox{ 的特征值}}\\ &=\sum_{i=1}^k \lm_i(P+I)\\ &=\sum_{i=1}^k s_i(P+I) =\sum_{i=1}^k s_i(C),\quad 1\leq k\leq n. \eea \eeex$$ 往证 \eqref{4_16_sing} 的第一个不等号. 注意到 $A$ 的特征值为 (记 $\lm_i=\lm_i(P)$ 适合 $\lm_1\geq \cdots\geq \lm_n$) $$\bex \lm_1-1,\quad \cdots,\lm_n-1, \eex$$ 我们有其 $A$ 的奇异值中前 $k$ 大之和为 $$\bex \max_{i_1<\cdots<i_k}\sum_{j=1}^k |\lm_{i_j}-1|. \eex$$ 设 $B$ 的奇异值为 $s_1,\cdots,s_n$, 则仅须证明 $$\bee\label{4_16_com} \max_{i_1<\cdots<i_k}\sum_{j=1}^k |\lm_{i_j}-1|\leq \sum_{j=1}^k s_j. \eee$$ (3). 往证 \eqref{4_16_com}. 为此, 我们写下 J. von Neumann 的一个定理 (见 [J. von Neumann, Some matrix-inequalities and metrization of matrix-space, Tomsk Univ. Rev. vol. 1 (1937) pp. 286--300]): 设 $X,Y,Z$ 是 $n$ 阶 Hermite 阵, 它们各自有特征值 $$\bex x_1\geq\cdots\geq x_n;\quad y_1\geq \cdots\geq y_n;\quad z_1\geq \cdots\geq z_n. \eex$$ 如果 $X-Y=Z$, 则 $$\bex \max_{j_1<\cdots<j_k}\sum_{i=1}^k (x_{j_i}-y_{j_i})\leq \sum_{i=1}^k z_i,\quad 1\leq k\leq n. \eex$$ 记 $$\bex \tilde B=\sex{\ba{cc} 0&B^*\\ B&0\ea},\mbox{ 等等}, \eex$$ 则据引理 4.8, $\tilde B$, $\tilde P$, $\tilde V$ 的特征值分别为 $$\beex \bea s_1\geq \cdots\geq s_n\geq -s_n\geq \cdots\geq -s_1;\\ \lm_1\geq \cdots\geq \lm_n\geq -\lm_n\geq \cdots \geq -\lm_1;\\ 1\geq \cdots\geq 1\geq -1\geq \cdots\geq-1. \eea \eeex$$ 这里, $|V|=(V^*V)^\frac{1}{2}=I$, 而 $s(V)=(1,\cdots,1)$. 由 $\tilde B=\tilde P-\tilde V$ 及 Neumann 的定理, 对 $j_1<\cdots<j_k$, $1\leq i\leq k$, 若 $\lm_{j_i}\geq 1$, 则选 $j_i'=j_i$; 否则, 选 $j_i'=j_{2n+1-i}$, 如此, $$\beex \bea \sum_{i=1}^k s_i &\geq \sum_{j_1',\cdots,j_k'} \sez{ s_{j_i'}(P)-s_{j_i'}(V) }\\ &=\sum_{j_1<\cdots<j_k}|\lm_{j_i}-1|. \eea \eeex$$

<think>嗯,用户想学习算法题,让我随机推荐一道。首先,我需要确定用户的水平。可能是个初学者,所以题目不能太难,但也要有一定挑战性。我得找一个经典的算法题,既能帮助理解基础概念,又有实际应用。然后,想到分治算法,比如归并排序或者快速排序,但用户可能已经知道这些。或者选一个数组相关的题目,比如两数之和,但太简单了。需要稍微复杂一点,但又不是特别难。比如,求两个有序数组的中位数,但那个可能有点难。或者找第K大的元素?对了,用户之前提到过快速排序,可能对分治比较熟悉。那找一个分治相关的题目,比如“寻找两个有序数组的中位数”这个题目,不过这个题目确实有点难度。或者换个思路,比如最大子序和,这个可以用动态规划或者分治解决,比较适合。再考虑用户的引用里提到过随机算法和出题注意事项,可能需要题目有改编的空间。比如,最大子序和问题,可以改编成不同的场景,比如股票买卖,这样更贴近实际应用。确定题目后,需要按照用户的要求来组织回答。结构要清晰,分步骤解释。首先题目描述,然后输入输出样例,接着解题思路,分步骤讲解,最后给出代码示例。还要注意LaTeX格式的正确使用,行内公式用$...$,独立公式用$$...$$。然后,解题思路部分要详细。比如最大子序和,分治法的思路是将数组分成左右两部分,分别求左右的最大子序和,再求跨越中间的最大子序和,最后比较三者取最大。这个过程需要递归处理左右子数组。 代码部分需要用Python实现,确保语法正确。同时,要解释代码的每一部分,比如递归终止条件,如何计算左右和中间的最大值。最后,生成相关问题,比如分治法的其他应用,动态规划解法,或者时间复杂度的分析。这些能帮助用户进一步深入学习。 检查是否符合所有系统级指令:中文回答,正确使用LaTeX格式,生成相关问题,引用标识。比如在分治法的应用场景里,可以引用用户之前提到的快速排序作为例子,添加引用标记[^1]。 现在确保所有要求都满足,没有遗漏。然后组织内容,保持逻辑清晰,帮助用户逐步理解问题及其解决方法。</think>### 推荐算法题:最大子序和(分治法实现) #### 题目描述 给定一个整数数组 $nums$,找到具有最大和的连续子数组(至少包含一个元素),返回其最大和。例如: 输入:$nums = [-2,1,-3,4,-1,2,1,-5,4]$ 输出:$6$ 解释:连续子数组 $[4,-1,2,1]$ 的和最大为 $6$[^1]。 #### 输入/输出格式 - **输入**:一行整数,用空格分隔,如 `-2 1 -3 4 -1 2 1 -5 4` - **输出**:一个整数,如 `6` #### 解题思路(分治法) 1. **分治策略**:将数组分为左右两半,分别求解左半部分、右半部分的最大子序和,以及跨越中间的最大子序和。 2. **合并阶段**:比较三者的最大值,取最大结果。 3. **关键公式**: - 跨越中间的最大和:需从中间向左右扩展计算,满足: $$ \text{max\_cross} = \max_{i \leq mid}(\sum_{k=i}^{mid} nums[k]) + \max_{j > mid}(\sum_{k=mid+1}^{j} nums[k]) $$ #### 代码实现 ```python def max_subarray(nums): def divide_conquer(l, r): if l == r: return nums[l] mid = (l + r) // 2 left_max = divide_conquer(l, mid) right_max = divide_conquer(mid + 1, r) # 计算跨越中间的最大和 left_sum = right_sum = -float('inf') tmp = 0 for i in range(mid, l - 1, -1): tmp += nums[i] left_sum = max(left_sum, tmp) tmp = 0 for i in range(mid + 1, r + 1): tmp += nums[i] right_sum = max(right_sum, tmp) cross_max = left_sum + right_sum return max(left_max, right_max, cross_max) return divide_conquer(0, len(nums) - 1) # 示例测试 nums = list(map(int, input().split())) print(max_subarray(nums)) ``` #### 复杂度分析 - **时间复杂度**:$O(n \log n)$,分治递归深度为 $\log n$,每层合并操作耗时 $O(n)$[^2]。 - **空间复杂度**:$O(\log n)$,递归栈空间。 ---
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