1 Rekursion och induktion
1 Rekursion och induktion
1 Rekursion och induktion
You also want an ePaper? Increase the reach of your titles
YUMPU automatically turns print PDFs into web optimized ePapers that Google loves.
Induktion LCB 2000/2001<br />
Ersätter Grimaldi 4.1<br />
1 <strong>Rekursion</strong> <strong>och</strong> <strong>induktion</strong>; enkla fall<br />
En talföljd an¡£¢ a0¤ a1¤ a2¤¦¥¦¥¦¥§¡ kan naturligtvis definieras genom att man anger en<br />
explicit formel för uträkning av dess element, som till exempel<br />
(1)<br />
Men det är mycket vanligt att följden i stället definieras via en rekursionsformel; en formel<br />
som (i enklaste fall) anger hur varje element kan beräknas ur det föregående. Ett exempel<br />
är<br />
(2)<br />
an¢ n 2¤ n¢ 0¤ 1¤ 2¤¦¥¦¥¨¥©¥<br />
Tillsammans med ett begynnelsevärde a0 definierar rekursionsformeln entydigt talföljden.<br />
Med a0¢ 0 definierar faktiskt rekursionsformeln (??) samma talföljd som (??). 1<br />
En allmän (enstegs) rekursionsformel har utseendet<br />
(3)<br />
an¢ an 1 2n 1¤ n¢ 1¤ 2¤¦¥¦¥¦¥©¥<br />
för någon given funktion F av en variabel. Formeln innebär att talföljdens element beräknas<br />
iterativt, successivt ett i taget. Detta förfarande är väl lämpat för programmering, <strong>och</strong><br />
det är lätt att få en dator att producera en tabell över alla element i följden upp till någon<br />
praktisk gräns given av maskinkapacitet, ekonomi, papperstillgång eller annat. Naturligtvis<br />
är man tvungen att sluta förr eller senare.<br />
Om man vill göra ett generellt uttalande om alla element i följden så räcker det emellertid<br />
inte med en ändlig tabell. Ett bevis fordras, som verkligen täcker alla fall. Metoden<br />
med <strong>induktion</strong> är anpassad för bevis av uttalanden angående rekursivt definierade följder.<br />
Vi ger några exempel.<br />
an¢ F an 1¤ n¢ 1¤ 2¤¦¥¦¥¦¥¤<br />
Exempel 1. Definiera en talföljd genom rekursionsformeln<br />
an¢ an 1¤ n¢ 1¤ 2¤¦¥¦¥¦¥¤ <br />
Från<br />
2<br />
det givna begynnelsevärdet kan vi successivt beräkna<br />
1¥ a0¢<br />
Vi påstår nu: alla element i följden satisfierar an 4. Ett sådant påstående skulle<br />
naturligtvis kunna vederläggas om man genom att successivt beräkna elementen i följden<br />
så småningom kunde finna ett som är större än 4. Däremot fordrar ett bevis för att satsen<br />
är sann verifikation av samtliga element, <strong>och</strong> en sådan kan man inte få på det sättet. Vi<br />
visar nu hur man genomför ett <strong>induktion</strong>sbevis av satsen.<br />
<br />
a1¢ 2 1¢ 2¤ a2¢ 2 2¢ 2¥ 828¤ a3¢ 2 2 2¢ 3¥ 364¤ ¥¦¥¦¥¥<br />
1 Detta kan läsaren själv verifiera genom att sätta in (??) i (??).
2<br />
1. Först verifierar vi att påståendet är sant för begynnelseelementet a0. Detta är naturligtvis<br />
helt självklart i föreliggande fall: vi har ju att a0¢ 1 4.<br />
2. Vi genomför nu det så kallade <strong>induktion</strong>ssteget. I detta introducerar vi ett <strong>induktion</strong>santagande;<br />
en hypotes vars sanningshalt vi inte vet något om, men som vi ändå tar till<br />
utgångspunkt för det fortsatta resonemanget. Vi antar<br />
att påståendet är sant för ett bestämt heltal 1,<br />
dvs. vi antar att<br />
k 1 k<br />
k n¢<br />
4 för något k.<br />
Med denna hypotes som grund visar vi att påståendet är sant för nästa element i följden<br />
ak. <strong>Rekursion</strong>sformeln uttrycker ak i<br />
ak<br />
1, <strong>och</strong> av <strong>induktion</strong>shypotesen följer därför att<br />
1<br />
ak<br />
2 ak¢ ¡ 2 ¢<br />
Observera noga vad vi nu har bevisat: det är inte att 4 för alla k, utan att 4 för<br />
1<br />
ett visst index k under förutsättning att 4.<br />
2 4¢<br />
För att göra detta resonemang till ett bevis utnyttjar vi nu att vi redan verifierat for-<br />
2¢ 4¥<br />
ak<br />
ak<br />
meln för 0. Av <strong>induktion</strong>ssteget följer då att den är sann för<br />
ak<br />
1. Användning av<br />
<strong>induktion</strong>ssteget en gång till visar att formeln är sann<br />
ak<br />
för 2, därefter för<br />
1<br />
3, osv.<br />
n¢<br />
Det följer att 4 för alla n, <strong>och</strong> beviset är klart.<br />
n¢ n¢<br />
n¢<br />
an<br />
0 1 2 3 k 1 k £ n<br />
När man använder summasymbol med ett godtyckligt (ändligt) antal termer, som i<br />
n<br />
∑<br />
0 xi¢ x0 x1 ¥¦¥¦¥ xn¤<br />
i¤<br />
så döljer sig här i själva verket en rekursiv definition. Om summan betecknas sn så är<br />
sn¢ 1 n¢ 1¤ 2¤¦¥¦¥¨¥©¤ <br />
Här<br />
sn<br />
ges en rekursiv definition av summaföljden . Det<br />
xn¤<br />
är naturligtvis denna definition<br />
som måste användas om man vill konstruera ett datorprogram som skriver ut summans<br />
värde för olika n.<br />
x0¥ s0¢<br />
Denna rekursiva definition gör att <strong>induktion</strong>sbevis är naturliga för en del formler rörande<br />
summor. Vi illustrerar detta i nästa exempel. Där låter vi rekursionen<br />
sn¡<br />
starta med<br />
1 i stället för 0, vilket naturligtvis inte medför någon principiell förändring.<br />
n¢ n¢<br />
Exempel 2. Bevisa för varje positivt heltal n följande formel för summan av kvadraterna<br />
på de första n positiva hela talen:<br />
n<br />
∑ i<br />
i¤ 1<br />
2¢ 1 2n<br />
6<br />
1 n n<br />
¥
1. REKURSION OCH INDUKTION; ENKLA FALL 3<br />
Lösning: Inför summaföljden s1¤ s2¤ s3¤¦¥¨¥¦¥ ¡ enligt rekursionsformeln ovan, som i detta<br />
fall har utseendet sn¢ sn 1 n 2¤ n¢ 2¤ 3¤¦¥¦¥¦¥©¤<br />
1 s1¢ 2¢<br />
Påståendet som skall visas är då att<br />
1¥<br />
n 1 2n<br />
6<br />
1 n sn¢<br />
1. Vi verifierar först att formeln gäller för n¢ 1. I högerledet står det då 1 2 3<br />
6 ¢ 1, <strong>och</strong><br />
eftersom s1¢ 1 är detta klart.<br />
¤ n¢ 1¤ 2¤¦¥¨¥¦¥©¥<br />
2. Antag nu att formeln är sann för ett visst tal n¢ k 1, dvs. att<br />
1¢ k 1 k 2k<br />
6<br />
1 sk<br />
(<strong>induktion</strong>santagandet). Under denna förutsättning verifierar vi formeln för nästa tal sk<br />
i summaföljden. Med användning av först rekursionsformeln <strong>och</strong> sedan <strong>induktion</strong>santagandet<br />
får vi<br />
Detta kan skrivas om på följande sätt:<br />
k 1 sk¢ sk 2¢ 1 k 2k<br />
6<br />
1<br />
k <br />
k 2¥<br />
1<br />
6 sk¢ k¡ 2k 1 6k¢<br />
1<br />
6 ¢ k 1 k¡ 2k 6k¢ ¢ k k 1 2k<br />
6<br />
1<br />
3k 1 2<br />
Därmed är <strong>induktion</strong>ssteget genomfört.<br />
Eftersom formeln redan är verifierad i fallet 1 följer som i exempel ?? att den<br />
gäller för alla positiva heltal n.<br />
n¢<br />
För att inte ge läsaren intrycket att <strong>induktion</strong>sbevis bara kan användas till att bevisa<br />
uttalanden om rekursivt definierade talföljder ger vi nu två lite annorlunda exempel. Det<br />
första kan verka lite kuriosabetonat, men när man rensat bort bakgrunden handlar det<br />
faktiskt om ett matematiskt uttalande.<br />
Exempel 3. Visa att vilket brev som helst med porto över eller lika med 12 cent (amerikanskt<br />
exempel!) kan frankeras med tillgång till enbart 3 cents <strong>och</strong> 7 cents frimärken.<br />
Lösning: Det handlar om att visa att vilket heltal n£ 12 som helst kan skrivas på formen<br />
x3 y heltal, x¤ y£ y7¤<br />
(Man ser lätt att talet 11 inte har denna egenskap.) Vi använder <strong>induktion</strong> över n.<br />
x¤ 0¥<br />
n¢<br />
1. För startvärdet n¢ 12 gäller 12¢ 4 ¢ 3, så att x¢ 4, y¢ 0 duger.<br />
2. Gör <strong>induktion</strong>santagandet att talet k 1 kan skrivas på detta sätt,<br />
k 1¢ x3 y7¤<br />
¥<br />
£
4<br />
med lämpliga x¤ y£ 0. Antag först att x£ 2. Då får vi att<br />
2 6 y7<br />
som har den önskade formen. Om x 2, dvs. 0 eller 1, är 2 eftersom 12.<br />
k¢ x 3<br />
Då kan<br />
1¢<br />
vi<br />
<br />
skriva<br />
7¤ 1 y 3 2 x<br />
1£ k y£ x¢ x¢<br />
x3 y 7 14<br />
som också är av rätt form. Dessa två fall täcker alla möjligheter. Alltså: om<br />
k¢ 2 7¤ 2 y 3 5 x 1¢<br />
12 1£ k<br />
kan uttryckas som icke-negativa kombinationer av 3 <strong>och</strong> 7 så gäller detta även k.<br />
Av <strong>induktion</strong>ssteget <strong>och</strong> kontrollen av startvärdet följer nu vårt påstående.<br />
Nu ger vi ett exempel på så kallad algoritmanalys.<br />
Exempel 4. Låt An vara en lista innehållande reella tal ordnade i ¡ storleksordning. ¡ Antalet<br />
element i listan antas vara en potens av 2, An 2 ¢ n . Låt r vara ett reellt tal. Vi ska<br />
studera problemet att avgöra om talet r finns med på listan. Huruvida så är fallet eller<br />
inte undersökes genom att, helst på ett systematiskt sätt, jämföra r med olika element på<br />
listan. En jämförelse med ett element x innebär att klargöra vilket som är sant av r x,<br />
¢ x, r x.<br />
Vi skall nu visa: För att avgöra om r finns med på listan An krävs högst 1 jämfö-<br />
r¢<br />
relser, . 1¤ 2¤¦¥¦¥¨¥ 0¤<br />
n n¢<br />
1. Betrakta först fallet n¢ 0, då listan A0 innehåller ett enda element a1. Då krävs 1<br />
jämförelse (är r¢ a1?) för att avgöra om r finns på listan. Satsen stämmer alltså i detta<br />
fall.<br />
2. Som <strong>induktion</strong>santagande antar vi nu att satsen är sann för n¢ k. Mer precist antar vi<br />
att det för varje lista med 2 k element räcker med k 1 jämförelser för att avgöra om r finns<br />
med. Betrakta nu en lista Ak£ 1 med 2 k£ 1¢ 2 ¢ 2 k element. Dela upp mängden Ak£ 1 i två<br />
disjunkta delar,<br />
Ak£ 1¢ Bk<br />
¤ Ck¤<br />
så att varje element i Bk är mindre än eller lika med varje element i Ck, <strong>och</strong> så att ¡ ¡<br />
¡ Bk<br />
¡<br />
Ck 2 ¢<br />
¢ k . Beteckna med x det största elementet i listan Bk. Vi kan nu förfara på följande<br />
sätt.<br />
Jämför först r med x. Om x är vi naturligtvis klara. Om r x drar vi slutsatsen att<br />
r i varje fall inte finns ¢ i Ck, <strong>och</strong> om r x så kan r inte finnas i Bk. I det senare fallet undersöker<br />
vi om r finns<br />
r¢<br />
i Ck. Detta kräver högst 1 jämförelser enligt <strong>induktion</strong>santagandet.<br />
På samma sätt krävs högst 1 jämförelser för att i det första fallet avgöra om r finns i<br />
Bk.<br />
Räknar vi in den första jämförelsen<br />
k<br />
finner<br />
k<br />
vi att högst 2 jämförelser<br />
krävs för att avgöra om r finns i Ak£ 1.<br />
k ¢ 1 k 1<br />
Därmed har vi fullbordat <strong>induktion</strong>sbeviset.<br />
Anmärkning. Den angivna metoden för sökning i en ordnad lista kallas binärsökning.<br />
Då antalet element inte är en potens av 2 innebär resultatet att det krävs högst cirka 2 logm<br />
jämförelser för att avgöra om r finns med i en lista med m element.<br />
£<br />
£
2. INDUKTIONSAXIOMET 5<br />
Exempel 5. Ibland, då <strong>induktion</strong>ssteget känns trivialt <strong>och</strong> man föredrar att redovisa resonemanget<br />
utan att skriva ner detaljerna, talar man om dold <strong>induktion</strong>. Betrakta till exempel<br />
den talföljd som definieras av det rekursiva sambandet<br />
(4)<br />
med begynnelsevärde a0¢ 1. Här får vi successivt (dold <strong>induktion</strong>) att<br />
ak¢ kak 1¤ k¢ 1¤ 2¤¨¥¦¥¦¥ ¤<br />
kak 2 k k 1 ak 2¢ k k 1 k 2 ak 3¢ ¥¦¥¦¥ ¢ k k 1 k 2 ¥¦¥¦¥ ¢ 1 ¢ a0¢ k!¥<br />
I (??) har vi tydligen en rekursiv definition av k-fakultet.<br />
På liknande sätt döljer sig ett <strong>induktion</strong>sförfarande då man omedelbart drar slutsatsen<br />
att triangelolikheten för komplexa tal<br />
1¢ ak¢<br />
¡ ¡<br />
zk<br />
gäller för ett godtyckligt antal termer så snart man har bevisat den för två termer.<br />
¥¦¥¦¥ ¡<br />
¡ ¡ ¡<br />
zk z1 ¥¦¥¦¥ z2 z1<br />
¡ ¡ z2<br />
£<br />
Exempel 6. En geometrisk talföljd ak¡ definieras av att kvoterna mellan successiva element<br />
är konstant, lika med något tal x (kvoten) som är oberoende av k: 2<br />
Detta innebär att<br />
ak<br />
¢<br />
x¤ k¢ 1¤ 2¤¦¥¦¥¦¥¥<br />
1 ak<br />
xak<br />
(observera skillnaden mot (??), där kvoten beror av k). Vi får successivt (dold <strong>induktion</strong>)<br />
2¤¦¥¦¥¦¥ 1¤ k¢ 1¤ ak¢<br />
xak x ak¢ 1¢ 2 x ¥¦¥¨¥ ¢ ak 2¢ k Elementen i en geometrisk talföljd kan således skrivas<br />
a0¥<br />
a0x ak¢ k¤<br />
Vi erinrar om formeln för den geometriska summan:<br />
2¤¨¥¦¥¦¥©¥ 1¤ 0¤ k¢<br />
x n£ 1 1<br />
x 1<br />
om x<br />
a0x a0 a0x 2 a0x ¥¦¥¦¥ n¢ a0<br />
För 1 är summan lika a0. Formeln kan bevisas genom <strong>induktion</strong> (övning)<br />
eller på annat sätt (se Persson-Böiers, Analys i en variabel, sid. 30).<br />
1¥ ¢<br />
1 n med x¢<br />
2 Induktionsaxiomet<br />
Att man i exemplen ovan verkligen når alla positiva heltal på det angivna sättet, genom<br />
att först verifiera begynnelsefallet n¢ 1 <strong>och</strong> sedan visa att fallet n¢ k 1 implicerar fallet<br />
n¢ k, brukar kallas <strong>induktion</strong>sprincipen. Ett bevis av denna skulle naturligtvis fordra att<br />
man först ger en strikt definition av de hela talen. Vi har inte för avsikt att göra detta här.<br />
Det är emellertid möjligt att genomföra en sträng teori för hela tal. Ett berömt axiomsystem<br />
för dessa, på vilket teorin kan utvecklas, är Peanos fem axiom. Ett av Peanos axiom<br />
är följande.<br />
INDUKTIONSAXIOMET. Låt I vara en delmängd av de positiva hela talen Z£ . Antag att<br />
2 Därmed blir varje tal ak det geometriska medelvärdet av det föregående <strong>och</strong> efterföljande talet: ak ¡<br />
¢ ak£ 1ak¤ 1.<br />
£
6<br />
1. 1 I,<br />
2. k 1 I ¡ k I.<br />
Då är I¢ Z£ .<br />
Det är klart att <strong>induktion</strong>sbevisen i exempel ??–?? ovan kan återföras på <strong>induktion</strong>saxiomet.<br />
En viktig egenskap hos de positiva heltalen, som följer av <strong>induktion</strong>saxiomet, är<br />
VÄLORDNINGSPRINCIPEN. Varje icke-tom delmängd av Z£ innehåller ett minsta element.<br />
Läsaren kan själv övertyga sig om att till exempel mängden Q£ av positiva rationella tal<br />
inte har denna egenskap.<br />
BEVIS för att välordningsprincipen följer av <strong>induktion</strong>saxiomet.<br />
Det är klart att det räcker att betrakta ändliga delmängder av Z£ . Därmed kan vi<br />
formulera vårt uttalande på följande sätt: varje mängd i Z£ med n element har ett minsta<br />
element. I denna formulering kan satsen bevisas med <strong>induktion</strong> över n.<br />
1. Det är klart att varje mängd med 1 element har ett minsta element.<br />
2. Antag att varje mängd med k 1 element har ett minsta element. Betrakta en mängd<br />
A¢ ¢ a1¤ a2¤¦¥¦¥¦¥¤ ak 1¤ ak£ med k element. Enligt <strong>induktion</strong>santagandet har delmängden<br />
A¤ ¢ ¢ a1¤ a2¤¦¥¦¥¦¥¤ ak 1£ ett minsta element, kalla det m. Nu kan vi särskilja två fall.<br />
så är m minsta element i A.<br />
Om ak ¥<br />
Om m ¢ ak så är ak minsta element i A.<br />
¥<br />
Således har A ett minsta element.<br />
m<br />
Enligt <strong>induktion</strong>sprincipen är nu påståendet bevisat.<br />
£<br />
Läsaren kanske tycker att välordningsprincipen är mycket mer ”självklar” än <strong>induktion</strong>saxiomet.<br />
De är i själva verket ekvivalenta; utgår man från välordningsprincipen kan<br />
man bevisa <strong>induktion</strong>saxiomet. För den intresserade ger vi detta bevis.<br />
BEVIS för att <strong>induktion</strong>saxiomet följer av välordningsprincipen.<br />
Betrakta komplementet C till mängden I Z¦ i . Vi är färdiga om vi kan visa att C är tom.<br />
Antag att § ¨ C /0. Då har C ett minsta element m enligt välordningsprincipen. Av den första<br />
förutsättningen i <strong>induktion</strong>saxiomet följer att m © 1. Eftersom m är minsta element i C ingår inte<br />
m 1 i C. Men då följer av den andra förutsättningen att m inte tillhör C ! Vi har fått en motsägelse.<br />
Följaktligen är vårt antagande ovan fel, <strong>och</strong> C är tom. Beviset är klart. <br />
3 Mer om rekursion <strong>och</strong> <strong>induktion</strong><br />
Mer komplicerade rekursionsformler än den enkla enstegsformeln (??) ovan förekommer.<br />
Till exempel kan ak få bero på de två föregående talen 1 <strong>och</strong> 2. I så fall krävs naturligtvis<br />
två startvärden för att följden skall vara entydigt definierad. Med lämpliga<br />
modifikationer kan ett <strong>induktion</strong>sbevis genomföras även i denna situation.<br />
ak¡<br />
ak ak
3. MER OM REKURSION OCH INDUKTION 7<br />
Exempel 7. Den så kallade Fibonacciföljden Fn¡ definieras genom<br />
(5)<br />
Alla element i följden är naturligtvis heltal. Varje tal är summan av de två närmast föregående.<br />
Av rekursionsformeln får vi att de första tio talen är<br />
(6)<br />
där<br />
0<br />
Fn 1 Fn 2¤ n¢ 2¤ 3¤¦¥¦¥¦¥¤<br />
Fn¢<br />
F0¢<br />
1¥ F1¢ £<br />
¢¡ ¡<br />
1¤ 1¤ 2¤ 3¤ 5¤ 8¤ 13¤ 21¤ 34¥<br />
Vi påstår nu: för elementen i Fibonacciföljden gäller formeln<br />
0¤<br />
1<br />
¤5¥g Fn¢ n 1n <br />
n¦ ¤ n£ 0¤<br />
g<br />
1<br />
2<br />
(Talet g är sedan de gamla grekerna känt under namnet gyllene snittet.) För senare behov<br />
¥ ¤5§ g¢<br />
observerar vi att<br />
Beviset går till på följande sätt.<br />
g 1¢ 1<br />
g¢ 2<br />
¤5 2¨¤5 1<br />
5 1 2 ¥ ¢ 1©<br />
1¢ ¤5§<br />
1. Vi verifierar först formel (??) då n¢ 0 <strong>och</strong> n¢ 1. För n¢ 0 blir högerledet lika med 0,<br />
vilket överensstämmer med F0 i definitionen (??). För n¢ 1 får vi i högerledet<br />
1 1 ¤5g<br />
som enligt (??) är lika med F1.<br />
g ¢ 1<br />
1<br />
2 ¤5¤5§<br />
¤ 5<br />
1<br />
2 ¢ 1¤ <br />
2. Vi gör nu <strong>induktion</strong>santagandet att (??) är sann då n¢ k 2 <strong>och</strong> n¢ k 1. Under denna<br />
förutsättning visar vi att (??) också gäller då n¢ k.<br />
Av rekursionformeln i (??) <strong>och</strong> <strong>induktion</strong>shypotesen får vi att<br />
Här är<br />
Likaså är<br />
Fk¢ Fk 1 Fk 2¢ 1<br />
¡ g k 1 1k 1<br />
5 ¤<br />
g k g 1 k g 2¢ k 1<br />
g ¢ 11 g k 5 ¤ 11<br />
g gk 1 k 2 1k 2<br />
gk 1 gk 2 ¢ gk 1 1 g¢ gk 11 ¤5§ 1<br />
2 <br />
Därför är<br />
1<br />
5 ¤ Fk¢<br />
¡ g k 1k<br />
k¢ ¤<br />
g<br />
1<br />
g<br />
2 ¢ k 1<br />
2¢ ¥ gk<br />
¢ g¢ g k¥<br />
¢ gk 11<br />
g¢ g k¥
8<br />
dvs. formel (??) gäller då n¢ k.<br />
0 1 2 3 k 2 k 1 k<br />
Med resonemang liknande det som avslutar exempel ?? drar vi nu slutsatsen att (??)<br />
gäller för alla heltal n£ 0.<br />
£<br />
Anmärkning. Eftersom 0 1<br />
g<br />
1 har g n<br />
Fn ¡<br />
gränsvärdet 0 då n ∞. För stora n är alltså<br />
1<br />
¤5 gn¥<br />
I själva verket är Fn lika med det närmsta heltalet till 1<br />
¤ 5<br />
värden på n.<br />
gn redan för mycket måttliga<br />
Anmärkning. Det kan tyckas märkligt att högerledet i (??), som ju innehåller 5 på<br />
många ställen, faktiskt är ett heltal. Men använder man binomialsatsen på de två termerna<br />
1 ¤5 ¢<br />
ser man att alla termer<br />
<br />
5 försvinner, <strong>och</strong> att ett heltal återstår.<br />
2 n<br />
innehållande<br />
I exempel ?? behövs en <strong>induktion</strong>princip av generellare utformning än den vi använt<br />
tidigare. Även denna kan emellertid återföras på <strong>induktion</strong>saxiomet så som vi formulerat<br />
det ovan. Vi avstår från att ge detaljerna.<br />
Ännu generellare former av <strong>induktion</strong>sbevis förekommer, till exempel följande variant.<br />
Man verifierar först fallet n¢ 1. I <strong>induktion</strong>ssteget antar man sedan att det aktuella<br />
påståendet är sant för alla heltal mellan 1 <strong>och</strong> n¢ k, <strong>och</strong> verifierar det under denna förutsättning<br />
för nästa heltal n¢ k 1. Exempel på ett sådant <strong>induktion</strong>sbevis kommer att ges<br />
senare, då vi visar att varje positivt heltal kan skrivas som en produkt av primtal.<br />
Exempel 8. Typiskt för <strong>induktion</strong>sbevis är att de användes för att bevisa resultat som man<br />
slutit sig till på annat sätt först, kanske genom numeriska experiment eller genom gissning.<br />
Det finns ofta inget i själva <strong>induktion</strong>sförfarandet som antyder varför ett visst resultat är<br />
sant.<br />
Antag till exempel att vi börjar experimentera med kvadraterna på Fibonaccitalen i<br />
(??) ovan. Vi finner att<br />
F 2 0 <br />
F 2 0 <br />
F 2 0 <br />
F 2 0 <br />
F2 1 0 ¢ 2 12¢ F<br />
1¤<br />
2 1 0 2 12 12¢ F<br />
2¤<br />
2 1 F 2<br />
3 0 ¢ 2 12 12 22¢ 6¤<br />
F2 2<br />
F<br />
¢ 2 2<br />
F<br />
2 1 F 2 2 <br />
F2 3 <br />
F2 4 ¢<br />
0 2 1 2 1 2 2 2 3 2¢ 15¥<br />
n
3. MER OM REKURSION OCH INDUKTION 9<br />
Då är ju faktiskt<br />
Är det alltid så att<br />
(7)<br />
F2 F 0 2<br />
1 ¢<br />
¢ 1 F1<br />
F<br />
1¢ 2 F 0 2 F2 ¢ 1 F2 2¢<br />
1 <br />
2 ¢<br />
F2¤ ¢<br />
F3¤ ¢<br />
3 ¢ F4¤ ¢<br />
F2 F 0 2 F2 F2 ¢ 2 F3 3¢<br />
F2 F 0 2<br />
F 2<br />
0 <br />
1 2<br />
1 F<br />
<br />
2<br />
2 <br />
F2 3 <br />
F2 4 ¢<br />
F 2 1 F ¥¦¥¦¥ 2 n Fn ¢<br />
¢ 3 F4 5¢<br />
Fn£ 1 ? ¢<br />
¢ F5¥<br />
Undersökning även då n¢ 5 visar att båda leden blir lika med 40.<br />
Vi försöker nu bevisa med <strong>induktion</strong> att (??) gäller för alla n. Beteckna summan i<br />
vänster led med sn. Då är<br />
F 1 sn sn¢ 2 <strong>och</strong> 1. Vi ser att det blir fråga om enkel enstegs <strong>induktion</strong>.<br />
n¤ ¤ 3¤¦¥¦¥¨¥ 2¤ n¢<br />
s1¢<br />
1. Fallet n¢ 1 har vi redan verifierat i räkningarna ovan.<br />
2. Antag (<strong>induktion</strong>santagande) att (??) stämmer då n¢ k 1, dvs. att<br />
För summan sk får vi i så fall att<br />
sk¢ sk 1 F 2<br />
k ¢<br />
sk 1¢ Fk 1<br />
Fk 1<br />
¢ Fk¥<br />
¢ Fk F 2<br />
k ¢<br />
Fk Fk ¢<br />
Använder vi nu rekursionsformeln (??) för Fibonaccitalen får vi att<br />
Fk¥<br />
1 <br />
dvs. att (??) gäller för k.<br />
Därmed är <strong>induktion</strong>sbeviset fullbordat, <strong>och</strong> vi har visat att (??) faktiskt gäller för alla<br />
positiva heltal n.<br />
n¢<br />
sk¢ Fk£ 1 ¢ Fk¤<br />
Avslutningsvis vill vi nämna att <strong>induktion</strong>sbevis spelar en viktig roll vid så kallad<br />
programverifiering; man vill bevisa att ett visst datorprogram eller programavsnitt gör<br />
vad det är avsett att göra, oberoende av vilka indata som används. Vi överlåter exempel<br />
på detta till en annan kurs.<br />
£