Автор: www.structur.h1.ru

Цель: изучение алгоритма быстрой сортировки и ее модификаций.

На этом занятии мы изучим алгоритм быстрой сортировки, который, пожалуй, используется более часто, чем любой другой. Основа алгоритма была разработана в 1960 году (C.A.R.Hoare) и с тех пор внимательно изучалась многими людьми. Быстрая сортировка особенно популярна ввиду легкости ее реализации; это довольно хороший алгоритм общего назначения, который хорошо работает во многих ситуациях, и использует при этом меньше ресурсов, чем другие алгоритмы.

Основные достоинства этого алгоритма состоят в том, что он точечный (использует лишь небольшой дополнительный стек), в среднем требует только около N log N операций для того, чтобы отсортировать N элементов, и имеет экстремально короткий внутренний цикл. Недостатки алгоритма состоят в том, что он рекурсивен (реализация очень затруднена когда рекурсия недоступна), в худшем случае он требует N2 операций, кроме того он очень "хрупок": небольшая ошибка в реализации, которая легко может пройти незамеченной, мо жет привести к тому, что алгоритм будет работать очень плохо на некоторых файлах.

Производительность быстрой сортировки хорошо изучена. Алгоритм подвергался математическому анализу, поэтому существуют точные математические формулы касающиеся вопросов его производительности. Результаты анализа были неоднократно проверены эмпирическим пу тем, и алгоритм был отработан до такого состояния, что стал наиболее предпочтительным для широкого спектра задач сортировки. Все это делает алгоритм стоящим более детального изучения наиболее эффективных путей его реализации. Похожие способы реализации по дходят также и для других алгоритмов, но в алгоритме быстрой сортировки мы можем использовать их с уверенностью, поскольку его производительность хорошо изучена.

Улучшить алгоритм быстрой сортировки является большим искушением: более быстрый алгоритм сортировки - это своеобразная "мышеловка" для программистов. Почти с того момента, как Oia?a впервые опубликовал свой алгоритм, в литературе стали появляться "улучшен ные" версии этого алгоритма. Было опробовано и проанализировано множество идей, но все равно очень просто обмануться, поскольку алгоритм настолько хорошо сбалансирован, что результатом улучшения в одной его части может стать более сильное ухудшение в друг ой его части. Мы изучим в некоторых деталях три модификации этого алгоритма, которые дают ему существенное улучшение.

Хорошо же отлаженная версия быстрой сортировки скорее всего будет работать гораздо быстрее, чем любой другой алгоритм. Однако стоит еще раз напомнить, что алгоритм очень хрупок и любое его изменение может привести к нежелательным и неожиданным эффектам дл я некоторых входных данных.

Суть алгоритма: число операций перемены местоположений элементов внутри массива значительно сократится, если менять местами далеко стоящие друг от друга элементы. Для этого выбирается для сравнения один элемент х, отыскивается слева первый элемент, которы й не меньше х, а справа первый элемент, который не больше х. Найденные элементы меняются местами. После первого же прохода все элементы, которые меньше х, будут стоять слева от х, а все элементы, которые больше х, - справа от х. С двумя половинами массива поступают точно также. Продолжая деление этих половин до тех пор пока не останется в них по 1 элементу.

program Quitsort;
 uses
   crt;
 Const
  N=10;
 Type
  Mas=array[1..n] of integer;
var
  a: mas;
  k: integer;
function Part(l, r: integer):integer;
var
  v, i, j, b: integer;
begin
  V:=a[r];
  I:=l-1;
  j:=r;
  repeat
    repeat
      dec(j)
    until (a[j]<=v) or (j=i+1);
    repeat
      inc(i)
    until (a[i]>=v) or (i=j-1);
    b:=a[i];
    a[i]:=a[j];
    a[j]:=b;
  until i>=j;
  a[j]:=a[i];
  a[i]:= a[r];
  a[r]:=b;
  part:=i;
end;
procedure QuickSort(l, t: integer);
var i: integer;
begin
  if l<t then
    begin
      i:=part(l, t);
      QuickSort(l,i-1);
      QuickSort(i+1,t);
    end;
end;
begin
  clrscr;
  randomize;
  for k:=1 to 10 do
    begin
      a[k]:=random(100);
      write(a[k]:3);
    end;
  QuickSort(1,n);
  writeln;
  for k:=1 to n do
    write(a[k]:3);
  readln;
end.

Пример: 

60,79, 82, 58, 39, 9, 54, 92, 44, 32
60,79, 82, 58, 39, 9, 54, 92, 44, 32
9,79, 82, 58, 39, 60, 54, 92, 44, 32
9,79, 82, 58, 39, 60, 54, 92, 44, 32
9, 32, 82, 58, 39, 60, 54, 92, 44, 79 
9, 32, 44, 58, 39, 60, 54, 92, 82, 79
9, 32, 44, 58, 39, 54, 60, 92, 82, 79
9, 32, 44, 58, 39, 92, 60, 54, 82, 79
9, 32, 44, 58, 39, 54, 60, 79, 82, 92
9, 32, 44, 58, 54, 39, 60, 79, 82, 92
9, 32, 44, 58, 60, 39, 54, 79, 82, 92
9, 32, 44, 58, 54, 39, 60, 79, 82, 92
9, 32, 44, 58, 54, 39, 60, 79, 82, 92
9, 32, 44, 58, 54, 39, 60, 79, 82, 92
9, 32, 39, 58, 54, 44, 60, 79, 82, 92
9, 32, 39, 58, 54, 44, 60, 79, 82, 92
9, 32, 39, 44, 54, 58, 60, 79, 82, 92
9, 32, 39, 44, 58, 54, 60, 79, 82, 92
9, 32, 39, 44, 54, 58, 60, 79, 82, 92
9, 32, 39, 44, 54, 58, 60, 79, 92, 82
9, 32, 39, 44, 54, 58, 60, 79, 82, 92

"Внутренний цикл" быстрой сортировки состоит только из увеличения указателя и сравнения элементов массива с фиксированным числом. Это как раз и делает быструю сортировку быстрой. Сложно придумать более простой внутренний цикл. Положительные эффекты сторож евых ключей также оказывают здесь свое влияние, поскольку добавление еще одной проверки к внутреннему циклу оказало бы отрицательное влияние на производительность алгоритма.

Самая сомнительная черта вышеприведенной программы состоит в том, что она очень мало эффективна на простых подфайлах. Например, если файл уже сортирован, то разделы будут вырожденными, и программа просто вызовет сама себя N раз, каждый раз с меньшим на од ин элемент подфайлом. Это означает, что не только производительность программы упадет примерно до N2/2, но и пространство необходимое для ее работы будет около N (смотри ниже), что неприемлемо. К счастью, есть довольно простые способы сделать так, чтобы т акой "худший" случай не произошел при практическом использовании программы.

Когда в файле присутствуют одинаковые ключи, то возникает еще два сомнительных вопроса. Первое, должны ли оба указателя останавливаться на ключах равных делящему элементу или останавливать только один из них, а второй будет проходить их все, или оба указа теля должны проходить над ними. На самом деле, этот вопрос детально изучался, и результаты показали, что самое лучшее - это останавливать оба указателя. Это позволяет удерживать более или менее сбалансированные разделы в присутствии многих одинаковых ключ ей. На самом деле, эта программа может быть слегка улучшена терминированием сканирования j<i, и использованием после этого quicksort(l, j) для первого рекурсивного вызова.

Характеристики Производительности Быстрой Сортировки

Самое лучшее, что могло бы произойти для алгоритма - это если бы каждый из подфайлов делился бы на два равных по величине подфайла. В результате количество сравнений делаемых быстрой сортировкой было бы равно значению рекурсивного выражения

CN = 2CN/2+N - наилучший случай.

(2CN/2 покрывает расходы по сортировке двух полученных подфайлов; N - это стоимость обработки каждого элемента, используя один или другой указатель.) Нам известно также, что примерное значение этого выражения равно CN = N lg N.

Хотя мы встречаемся с подобной ситуацией не так часто, но в среднем время работы программы будет соответствовать этой формуле. Если принять во внимание вероятные позиции каждого раздела, то это сделает вычисления более сложными, но конечный результат буде т аналогичным.

Свойство 1 Быстрая сортировка в среднем использует 2N ln N сравнений.

Методы улучшения быстрой сортировки.

1. Небольшие Подфайлы.

Первое улучшение в алгоритме быстрой сортировки возникает из наблюдения, что программа гарантировано вызывает себя для огромного количества небольших подфайлов, поэтому следует использовать самый лучший метод сортировки когда мы встречаем небольшой подфай л. Очевидный способ добиться этого, это изменить проверку в начале рекурсивной функции из "if r>l then" на вызов сортировки вставкой (соответственно измененной для восприятия границ сортируемого подфайла): "if r-l<=M then insertion(l, r)." Значение для M не обязано быть "самым-самым" лучшим: алгоритм работает примерно одинаково для M от 5 до 25. Время работы программы при этом снижается примерно на 20% для большинства программ.

При небольших подфайлах (5- 25 элементов) быстрая сортировка очень много раз вызывает сама себя (в наше примере для 10 элементов она вызвала сама себя 15 раз), поэтому следует применять не быструю сортировку, а сортировку вставкой.

procedure QuickSort (l,t:integer);
var
  i:integer;
begin
  if t-l>m then
    begin
      i:=part(l,t);
      QuickSort (l,i-1);
      QuickSort (i+1,t);
    end
  Else
    Insert(l,t);
end;

2. Деление по Медиане из Трех

Второе улучшение в алгоритме быстрой сортировки состоит в попытке использования лучшего делящего элемента. У нас есть несколько возможностей. Наиболее безопасная из них будет попытка избежать худшего случая посредством выбора произвольного элемента массив а в качестве делящего элемента. Тогда вероятность худшего случая становится пренебрежимо мала. Это простой пример "вероятностного" алгоритма, который почти всегда работает вне зависимости от входных данных. Произвольность может быть хорошим инструментом п ри разработке алгоритмов, особенно если возможны подозрительные входные данные.

Более полезное улучшение состоит в том, чтобы взять из файла три элемента, и затем использовать среднее из них в качестве делящего элемента. Если элементы взяты из начала, середины, и конца файла, то можно избежать использования сторожевых элементов: сорт ируем взятые три элемента, затем обмениваем центральный элемент с a[r-1], и затем используем алгоритм деления на массиве a[l+1..r-2]. Это улучшение называется делением по медиане из трех.

Метод деления по медиане из трех полезен по трем причинам. Во-первых, он делает вероятность худшего случая гораздо более низкой. Чтобы этот алгоритм использовал время пропорциональной N2, два из трех взятых элементов должны быть либо самыми меньшими, либо самыми большими, и это должно повторяться из раздела в раздел. Во-вторых, этот метод уничтожает необходимость в сторожевых элементах, поскольку эту роль играет один из трех взятых нами перед делением элементов. В третьих, он на самом деле снижает время р аботы алгоритма приблизительно на 5%.

procedure exchange(i,j:integer);
var
  k:integer;
begin
  k:=a[i];
  a[i]:=a[j];
  a[j]:=k;
end;

procedure Mediana;
var i:integer;
begin
  i:=n div 4;{Рис.} 
  if a[i]>a[i*2] then
    if a[i]>a[i*3] then
      exchange(i,n)
    else
      exchange(i*3,n)
  else
    if a[i*2]>a[i*3] then
      exchange(i*2,n);
  quicksort(1,n);
end;

3. Нерекурсивная реализация.

Можно переписать данный алгоритм без использования рекурсии используя стек, но здесь мы это не будем делать.

Комбинация нерекурсивной реализации деления по медиане из трех с отсечением на небольшие файлы может улучшить время работы алгоритма от 25% до 30%.

Итак, на сегодняшнем занятии мы рассмотрели алгоритм быстрой сортировки.

Слияние

На сегодняшнем занятии мы начнем рассмотрении темы внешняя сортировка.

Внешняя сортировка сортирует файлы, которые не помещаются целиком в оперативную память.

Внешняя сортировка сильно отличается от внутренней. Дело в том, что доступ к файлу является последовательным, а не параллельным как это было в массиве. И поэтому считывать файл можно только блоками и этот блок отсортировать в памяти и снова записать в фай л.

Принципиальную возможность эффективно отсортировать файл, работая с его частями и не выходя за пределы части обеспечивает алгоритм слияния.

Под слиянием понимается объединение двух (или более) упорядоченных последовательностей в одну упорядоченную последовательность при помощи циклического выбора элементов, доступных в данный момент.

Слияние - намного более простая операция, чем сортировка.

Мы рассмотрим 2 алгоритма слияния:

Прямое слияние. Алгоритм Боуза - Нельсона Естественное (Неймановское) слияние.
Прямое слияние. Алгоритм Боуза - Нельсона Последовательность а разбивается на две половины b и с.

Последовательности b и с сливаются при помощи объединения отдельных элементов в упорядоченные пары.

Полученной последовательности присваивается имя а, после чего повторяются шаги 1 и 2; при этом упорядоченные пары сливаются в упорядоченные четверки.

Предыдущие шаги повторяются, при этом четверки сливаются в восьмерки и т.д., пока не будет упорядочена вся последовательность, т.к. длины последовательностей каждый раз удваиваются.

Пример

Исходная последовательность 

А = 44 55 12 42 94 18 06 67

1

b = 44 55 12 42
с = 94 18 06 67
а = 44 94' 18 55' 06 12' 42 67

2

b = 44 94' 18 55'
с =06 12' 42 67
а = 06 12 44 94' 18 42 55 67'

3

b = 06 12 44 94'
с = 18 42 55 67'
а = 06 12 18 42 44 55 67 94

Операция, которая однократно обрабатывает всё множество данных, называется фазой.

Наименьший подпроцесс, который, повторяясь, образует процесс сортировки, называется проходом или этапом.

В нашем примере сортировка производится за три прохода. Каждый проход состоит из фазы разбиения и фазы слияния.

Главным минусом сортировки слиянием является удвоение размера памяти, первоначально занятой сортируемыми данными. Рассмотрим алгоритм с рекурсивным актом слияния, предложенный Боузом и Нельсоном и не требующий резерва памяти.

Он основан на очевидной идее: слить две равные упорядоченные части можно слиянием их начальных половин, слиянием конечных и слиянием 2-й половины 1-го результата с 1-й половиной 2-го результата, например:

Если части не равны или не делятся точно пополам, процедуру уточняют надлежащим образом. Аналогично слияние "половинок" можно свести к слиянию "четвертушек", "восьмушек" и т. д.; имеет место рекурсия.

Const n=200;

Type
tipkl=word;
tip = Record
kl: tipkl;
z:Array[1..50] of real
End;

Var
A: Array[1..n] of tip;
j:word;

Procedure Bose (Var AA; voz:Boolean);
Var
m,j:word; x:tip; {tip - тип сортируемых записей}
A: Array [1..65520 div Sizeof(tip)] of tip Absolute AA;
Procedure Sli(j,r,m: word); { r - расстояние между началами
сливаемых частей, а m - их размер, j - наименьший номер записи}
Begin
if j+r<=n Then
If m=1 Then
Begin
If voz Xor (A[j].kl < A[j+r].kl) Then
Begin
x:=A[j];
A[j]:= A[j+r];
A[j+r]:=x
End
End
Else
Begin
m:=m div 2;
Sli(j,r,m); {Слияние "начал"}
If j+r+m<=n Then
Sli(j+m,r,m); {Слияние "концов"}
Sli(j+m,r-m,m) End {Слияние в центральной части}
End{блока Sli};
Begin
m:=1;
Repeat
j:=1; {Цикл слияния списков равного размера: }
While j+m<=n do
Begin
Sli(j,m,m);
j:=j+m+m
End;
m:=m+m {Удвоение размера списка перед началом нового прохода}
Until m >= n {Конец цикла, реализующего все дерево слияний}
End{блока Bose};
BEGIN
Randomize;
For j:=1 to n do
begin
A[j].kl:= Random(65535);
Write(A[j].kl:8);
end;
Readln;
Bose(A,true);
For j:=1 to n do
Write(A[j].kl:8);
Readln
END.

Естественное (Неймановское) слияние.

Она объединяются упорядоченные части, спонтанно возникшие в исходном массиве; они могут быть также следствием предыдущей обработки данных. Рассчитывать на одинаковый размер сливаемых частей не приходится.

Записи, идущие в порядке неубывания ключей, сцепляются, образуя подсписок. Минимальный подсписок одна запись.

Пример:

Пусть даны ключи записей 

5    7    8    3    9     4    1    7    6

Ищем подсписки

В один общий список соединяются 1-й, 3-й, 5-й и т. д. подсписки, в другой - 2-й, 4-й и т. д. подсписки.

Произведем слияние 1 подсписка 1 списка и 1 подсписка 2 списка, 2 подсписка 1 списка и 2 подсписка 2 списка и т.д.

Будут получены следующие цепи 

3 --> 5 --> 7 --> 8 --> 9 и 1 --> 4 --> 7

Подсписок, состоящий из записи "6", пары не имеет и "принудительно" объединяется с последней цепью, принимающей вид 1 --> 4--> 6 --> 7.

При нашем небольшом числе записей 2-й этап, на котором сливаются две цепи, окажется последним.

В общем случае на каждом этапе подсписок - результат слияния начальных подсписков 1 и 2 списка становится началом нового 1-го списка, а результат слияния следующих двух подсписков - началом 2-го списка. Следующие образуемые подсписки поочередно включаются в 1-й и во 2-й список.

Для программной реализации заводят массив sp: элемент sp[i] - это номер записи, которая следует за i-й.

Последняя запись одного подсписка ссылается на первую запись другого, а для различения концов подсписков эта ссылка снабжается знаком минус.

Repeat {Повторение актов слияний подсписков}
If A[j].kl < A[i].kl Then {Выбирается меньшая запись}
Begin sp[k]:=j; k:=j; j:=sp[j];
If j<=0 Then {Сцепление с остатком "i"-подсписка}
Begin sp[k]:=i; Repeat m:=i; i:=sp[i] Until i<=0 End
End
Else
Begin sp[k]:=i; k:=i; i:=sp[i];
If i<=0 Then {Сцепление с остатком "j"-подсписка}
Begin sp[k]:=j; Repeat m:=j; j:=sp[j] Until j<=0 End
End;
If j<=0 Then Begin sp[m]:= 0; sp[p]:=-sp[p]; i:=-i;
j:=-j; If j<>0 Then p:=r; k:=r; r:=m End
Until j=0; 

{В конец сформированного подсписка всегда заносится нулевая ссылка (sp[m]:= 0), ибо он может оказаться последним.

Действие sp[p]:= -sp[p] обозначает минусом конец ранее построенного подсписка.

В переменных i,j ссылки на начала новых сливаемых подсписков - со знаком минус; его снимаем. Переход к новым подспискам требует обновления переменных p, k, r}

Итак, на сегодняшнем занятии мы рассмотрели алгоритмы слияния.