Proof. We still need to argue the b

Proof. We still need to argue the bound on the running time. We modify the amor-
tized analysis of plain radix heaps. As before, nodes start out in B[K]. When a node
v is moved to a new bucket, but not yet to F , d[v] > min + cin (v) and hence vmin
is moved to a bucket B[i] with i ≥ log cin (v). Hence, it suffices if insert pays
min
inK − log cmin (v) + 1 tokens into the account for node v in order to cover all costs due
to decreaseKey and deleteMin operations operating on v. Summing over all nodes
we obtain a total payment of

Kết quả (Việt) 1:

Bằng chứng. Chúng tôi vẫn cần phải tranh luận ràng buộc về thời gian chạy. Chúng tôi sửa đổi amor-
tized phân tích của đồng bằng sinh heaps. Như trước, các nút bắt đầu ra trong B [K]. Khi một nút
v được di chuyển đến một nhóm mới, nhưng chưa được để F, d [v] > min cin (v) và do đó vmin
được di chuyển đến một nhóm B [i] với tôi ≥ đăng nhập cin (v). Do đó, nó suffices nếu trả tiền cho chèn
min
Mực − đăng nhập cmin (v) 1 hiệu vào tài khoản cho nút v để trang trải các chi phí tất cả do
để decreaseKey và deleteMin hoạt động hoạt động trên v. Summing trong tất cả các nút
chúng tôi có được một thanh toán tất cả

Kết quả (Việt) 2:

Bằng chứng. Chúng tôi vẫn cần phải tranh luận ràng buộc về thời gian chạy. Chúng tôi thay đổi amor-
phân tích tized của đống cơ số đồng bằng. Như trước đây, các nút bắt đầu ra trong B [K]. Khi một nút
v được chuyển đến một xô mới, nhưng chưa đến F, d [v]> min + cin (v) và do đó Vmin
được chuyển đến một xô B [i] với i ≥ đăng nhập cin (v). Do đó, nó cũng đủ nếu chèn trả
phút
mực - Cmin đăng nhập (v) + 1 thẻ vào tài khoản cho nút v để trang trải tất cả các chi phí do
để decreaseKey và deleteMin hoạt động hoạt động trên v Tổng hợp trên tất cả các nút
chúng ta có được một tổng thanh toán