בהינתן תת קבוצה של צמתים $A \subseteq V$ וצומת $u \in V$ נסמן ב-$e(u, A) = \{(u, v) : v \in A\}$.

אלגוריתם:

• אתחל $A_1, A_2 \leftarrow \emptyset$.
• לכל צומת $v \in V$ בסדר שרירותי
• הוסף את $v$ ל-$\displaystyle{\arg \min_{A \in \{A_1, A_2\}}|e(v, A)|}$
• החזר $A_1, A_2$.

טענה: בזמן ריצת האלגוריתם$A_1, A_2$ חתך שמקיים את התנאי ב-$G[A_1 \cup A_2]$.

הוכחה: באינדוקציה על צעד האלגוריתם.

בסיס: טריוויאלי.

צעד: כאשר מוסיפים צומת $v$ לאחת מהקבוצות, הקשתות שמתווספות לגרף הן בדיוק $e(v, A_1) \cup e(v, A_2)$ ומכיוון שהאלגוריתם מוסיף את הצומת באופן כזה שלפחות חצי מהקשתות החדשות חוצות את החתך הטענה ממשיכה להתקיים.