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|---|---|---|---|---|---|---|---|---|
| 『算法』排序 | 2018-7-6 | 算法与数据结构 |
|
true |
- 1. 希尔排序(shellSort)
- 2. 堆排序(heapSort)
- 3. 快速排序(quickSort)
- 4. 计数排序(countSort)
- 5. 基数排序(radixSort)
- 6. 桶排序(bucketSort)
- 7. 选择问题(select)
排序的本质就是减少逆序数, 根据是否进行比较,可以分为如下两类.
-
比较排序 如希尔排序,堆排序, 快速排序, 合并排序等 可以证明 比较排序的下界 是
\Omega(nlogn) -
非比较排序 如 计数排序, 桶排序, 基数排序 不依靠比较来进行排序的, 可以达到 线性时间的复杂度
1. 希尔排序(shellSort)
希尔排序是选择排序的改进, 通过在较远的距离进行交换, 可以更快的减少逆序数. 这个距离即增量, 由自己选择一组, 从大到小进行, 而且最后一个增量必须是 1. 要选得到好的性能, 一般选择2^k-1
def shellSort(s,inc = None):
if inc is None: inc = [1,3,5,7,11,13,17,19]
num = len(s)
inc.sort(reverse=True)
for i in inc:
for j in range(i,num):
cur = j
while cur>=i and s[j] > s[cur-i]:
s[cur] = s[cur-i]
cur-=i
s[cur] = s[j]
return s
可以证明 希尔排序时间复杂度可以达到$O(n^{\frac{4}{3}})$
2. 堆排序(heapSort)
2.1. 建堆
是将一个数组(列表) heapify 的过程. 方法就是对每一个结点, 都自底向上的比较,然后操作,这个过程称为 上浮.
粗略的计算, 每个结点上浮的比较次数的上界是 层数, 即 logn, 则 n 个结点, 总的比较次数为 nlogn
但是可以发现, 不同高度 h 的结点比较的次数不同, 上界实际上应该是 O(h),每层结点数上界 $\lfloor 2^h \rfloor$
则 总比较次数为
\begin{aligned}
\sum_{h=1}^{\lfloor{log_2 n}\rfloor} O(h)\lceil 2^{h} \rceil & = \sum_{h=0}^{ {log_2 n}-1} O(h\frac{n}{2^h})\\
& = n*O(\sum_{h=0}^{log_2 n}\frac{h}{2^h}) \\
& = n*O(1) \\
& = O(n)
\end{aligned}
2.2. 访问最元
最大堆对应最大元,最小堆对于最小元, 可以 O(1) 内实现
2.3. 取出最元
最大堆取最大元,最小堆取最小元,由于元素取出了, 要进行调整. 从堆顶开始, 依次和其两个孩子比较, 如果是最大堆, 就将此结点(父亲)的值赋为较大的孩子的值,最小堆反之. 然后对那个孩子进行同样的操作,一直到达堆底,即最下面的一层. 这个过程称为 下滤. 最后将最后一个元素与最下面一层那个元素(与上一层交换的)交换, 再删除最后一个元素. 时间复杂度为 $O(logn)$
2.4. 堆排序
建立堆之后, 一直进行 取出最元操作, 即得有序序列
代码
from functools import partial
class heap:
def __init__(self,lst,reverse = False):
self.data= heapify(lst,reverse)
self.cmp = partial(lambda i,j,r:cmp(self.data[i],self.data[j],r),r= reverse)
def getTop(self):
return self.data[0]
def __getitem__(self,idx):
return self.data[idx]
def __bool__(self):
return self.data != []
def popTop(self):
ret = self.data[0]
n = len(self.data)
cur = 1
while cur * 2<=n:
chd = cur-1
r_idx = cur*2
l_idx = r_idx-1
if r_idx==n:
self.data[chd] = self.data[l_idx]
break
j = l_idx if self.cmp(l_idx,r_idx)<0 else r_idx
self.data[chd] = self.data[j]
cur = j+1
self.data[cur-1] = self.data[-1]
self.data.pop()
return ret
def addNode(self,val):
self.data.append(val)
self.data = one_heapify(len(self.data)-1)
def cmp(n1,n2,reverse=False):
fac = -1 if reverse else 1
if n1 < n2: return -fac
elif n1 > n2: return fac
return 0
def heapify(lst,reverse = False):
for i in range(len(lst)):
lst = one_heapify(lst,i,reverse)
return lst
def one_heapify(lst,cur,reverse = False):
cur +=1
while cur>1:
chd = cur-1
prt = cur//2-1
if cmp(lst[prt],lst[chd],reverse)<0:
break
lst[prt],lst[chd] = lst[chd], lst[prt]
cur = prt+1
return lst
def heapSort(lst,reverse = False):
lst = lst.copy()
hp = heap(lst,reverse)
ret = []
while hp:
ret.append(hp.popTop())
return ret
if __name__ == '__main__':
from random import randint
n = randint(10,20)
lst = [randint(0,100) for i in range(n)]
print('random : ', lst)
print('small-heap: ', heapify(lst))
print('big-heap : ', heapify(lst,True))
print('ascend : ', heapSort(lst))
print('descend : ', heapSort(lst,True))
3. 快速排序(quickSort)
def quickSort(lst):
def _sort(a,b):
if a>=b:return
CHOOSE PIVOT #选取适当的枢纽元, 一般是三数取中值
pos = partition(a,b)
_sort(a,pos-1)
_sort(pos+1,b)
_sort(0,len(lst))
快排大体结构就是这样,使用分治的思想, 在原地进行排列. 关键就在于选择枢纽元.
这里的 partition 就是根据枢纽元,分别将 大于,小于或等于的枢纽元的元素放在列表两边, 分割开.
3.1. partition的实现
partition 有不同的实现. 下面列出两种
- 第一种实现
def partition(a,b):
pivot = lst[a]
while a!=b:
while a<b and lst[b]>pivot: b-=1
if a<b:
lst[a] = lst[b]
a+=1
while a<b and lst[a]<pivot: a+=1
if a<b:
lst[b] = lst[a]
b-=1
lst[a] = pivot
return a
- 第二种实现
def partition(a,b):
pivot = lst[b]
j = a-1
for i in range(a,b):
if lst[i]<=pivot:
j+=1
if i!=j: lst[i], lst[j] = lst[j], lst[i]
lst[j+1],lst[b] = lst[b],lst[j+1]
return j+1
第二种是算法导论上的,可以发现,第二种交换赋值的次数比第一种要多,而且如果序列的逆序数较大,第二种一次交换减少的逆序数很少, 而第一种就比较多(交换的两个元素相距较远) 然后我用随机数测试了一下, 确实是第一种较快, 特别是要排序的序列较长时,如在 5000 个元素时, 第一种要比第二种快几倍, Amazing!
完整代码
def quickSort(lst):
'''A optimized version of Hoare partition'''
def partition(a,b):
pivot = lst[a]
while a!=b:
while a<b and lst[b]>pivot: b-=1
if a<b:
lst[a] = lst[b]
a+=1
while a<b and lst[a]<pivot: a+=1
if a<b:
lst[b] = lst[a]
b-=1
lst[a] = pivot
return a
def _sort(a,b):
if a>=b:return
mid = (a+b)//2
# 三数取中值置于第一个作为 pivot
if (lst[a]<lst[mid]) ^ (lst[b]<lst[mid]): lst[a],lst[mid] = lst[mid],lst[a] # lst[mid] 为中值
if (lst[a]<lst[b]) ^ (lst[b]>lst[mid]): lst[a],lst[b] = lst[b],lst[a] # lst[b] 为中值
i = partition(a,b)
_sort(a,i-1)
_sort(i+1,b)
_sort(0,len(lst)-1)
return lst
3.2. 选择枢纽元
- 端点或中点
- 随机
- 三数取中(两端点以及中点)
- 五数取中
3.3. 快速排序的性能
快速排序性能取决于划分的对称性(即枢纽元的选择), 以及partition 的实现. 如果每次划分很对称(大概在当前序列的中位数为枢纽元), 则与合并算法一样快, 但是如果不对称,在渐近上就和插入算法一样慢
3.3.1. 最坏情况
试想,如果每次划分两个区域分别包含 n-1, 1则易知时间复杂度为 \Theta(n^2), 此外, 如果输入序序列已经排好序,且枢纽元没选好, 比如选的端点, 则同样是这样复杂, 而此时插入排序只需 O(n).
3.3.2. 最佳情况
有 $T(n) = 2T(\frac{n}{2})+\Theta(n)$
则由主方法为O(nlogn)
3.3.3. 平衡的划分
如果每次 9:1, $T(n) = T(\frac{9n}{10})+T(\frac{n}{10})+\Theta(n)$ 用递归树求得在渐近上仍然是 $O(nlogn)$ 所以任何比值 k:1, 都有如上的渐近时间复杂度
然而每次划分是不可能完全相同的
3.4. 期望运行时间
对于 randomized-quicksort, 即随机选择枢纽元
设 n 个元素, 从小到大记为 z_1,z_2,\ldots,z_n,指示器变量 $X_{ij}$表示 $z_i,z_j$是否进行比较
即
X_{ij} =
\begin{cases}
1,\quad z_i,z_j\text{进行比较}\\
0,\quad z_i,z_j\text{不进行比较}
\end{cases}
考察比较次数, 可以发现两个元素进行比较, 一定是一个是枢纽元的情况, 两个元素间不可能进行两次比较. 所有总的比较次数不超过,$\sum_{i=1}^{n-1}\sum_{j=i+1}^{n}X_{ij}$ 求均值
E(\sum_{i=1}^{n-1}\sum_{j=i+1}^{n}X_{ij})=\sum_{i=1}^{n-1}\sum_{j=i+1}^{n}E(X_{ij})=\sum_{i=1}^{n-1}\sum_{j=i+1}^{n}P(z_i,z_j\text{进行比较})再分析,$z_i,z_j$ 在$Z_{ij} = {z_i,z_{i+1},\ldots,z_j} $中, 如果集合中的非此两元素,$z_k, i< k< j$作为了枢纽元, 则$z_k$将集合划分{z_i,z_{i+1},\ldots,z_{k-1}},{z_{k+1},\ldots,z_j}, 这两个集合中的元素都不会再和对方中的元素进行比较, 所以要使 $z_i,z_j$进行比较, 则两者之一(只能是一个,即互斥)是 $Z_{ij}$上的枢纽元 则
\begin{aligned}
P(z_i,z_j\text{进行比较}) & = P(z_i,z_j\text{做为}Z_{ij}\text{上的枢纽元}) \\
& = P(z_j\text{做为}Z_{ij}\text{上的枢纽元})+P(z_i\text{做为}Z_{ij}\text{上的枢纽元})\\
& = \frac{1}{j-i+1}+\frac{1}{j-i+1}
\\ & = \frac{2}{j-i+1}\\
\end{aligned}
注意第二步是因为两事件互斥才可以直接概率相加
然后就可以将次概率代入求期望比较次数了,
为 O(nlogn) (由于是 O, 放缩一下就行)
3.5. 堆栈深度
考察快速排序的堆栈深度,可以从递归树思考,实际上的堆栈变化过程就是前序访问二叉树, 所以深度为 $O(logn)$ 为了减少深度, 可以进行 尾递归优化, 将函数返回前的递归通过迭代完成
QUICKSORT(A,a,b)
while a<b:
#partition and sort left subarray
pos = partition(a,b)
QUICKSORT(A,a,pos-1)
a = pos+1
3.6. 测试
这是上面三个版本的简单测试结果,
前面测试的是各函数用的时间, 后面打印出来的是体现正确性,用的另外的序列了
4. 计数排序(countSort)
需要知道元素的取值范围, 而且应该是有限的, 最好范围不大
不过需要额外的存储空间. 计算排序是稳定的: 具有相同值的元素在输出中是原来的相对顺序.
def countSort(lst,mn,mx):
mark = [0]*(mx-mn+1)
for i in lst:
mark[i-mn]+=1
ret =[]
for n,i in enumerate(mark):
for j in range(i):
ret.append(n+mn)
return ret
5. 基数排序(radixSort)
5.1. 原理
由我们平时的直觉, 我们比较两个数时, 是从最高位比较起, 一位一位比较, 直到不相等时就能判断大小,或者相等(位数比完了).
基数排序有点不一样, 它是从低位比到高位, 这样才能把相同位有相同值的不同数排序.
对于 n 个数, 最高 d 位, 用下面的实现, 可时间复杂度为 \Theta((n+d)*d)
5.2. 实现
下面是一个整数版本的基数排序,比较容易实现
def radixSort(lst,radix=10):
ls = [[] for i in range(radix)]
mx = max(lst)
weight = 1
while mx >= weight:
for i in lst:
ls[(i // weight)%radix].append(i)
weight *= radix
lst = sum(ls,[])
ls = [[] for i in range(radix)]
return lst
5.3. 扩展
注意到如果有负数,要使用计数排序或者 基数排序,每个数需要加上最小值的相反数, 再排序, 最后再减去, 如果有浮点数, 就需要先乘以一个数, 使所有数变为整数. 我想过用 str 得到一个数的各位, 不过 str 可能比较慢. str 的实现应该也是先算术计算, 再生成 str 对象, 对于基数排序, 生成str 对象是多余的.
5.4. 测试
下面是 基数排序与快速排序的比较,测试代码
from time import time
from random import randint
def timer(funcs,span,num=1000000):
lst = [randint(0,span) for i in range(num)]
print('range({}), {} items'.format(span,num))
for func in funcs:
data = lst.copy()
t = time()
func(data)
t = time()-t
print('{}: {}s'.format(func.__name__,t))
if __name__ == '__main__':
timer([quickSort,radixSort],1000000000,100000)
timer([quickSort,radixSort],1000000000000,10000)
timer([quickSort,radixSort],10000,100000)
6. 桶排序(bucketSort)
适用于均匀分布的序列
设有 n 个元素, 则设立 n 个桶
将各元素通过数值线性映射到桶地址,
类似 hash 链表.
然后在每个桶内, 进行插入排序,
最后合并所有桶.
这里的特点是 n 个桶实现了 $\Theta(n)$的时间复杂度, 但是耗费的空间 为 \Theta(n)
证明
- 线性映射部分:
\Theta(n) - 桶合并部分:
\Theta(n) - 桶内插入排序部分: 设每个桶内的元素数为随机变量
n_i, 易知n_i \sim B(n,\frac{1}{n})记p=\frac{1}{n}
\begin{aligned}
E(\sum_{i=1}^{n}n_i^2) &=\sum_{i=1}^{n}E(n_i^2) \\
&=\sum_{i=1}^{n}( Var(n_i)+E^2(n_i) ) \\
&= \sum_{i=1}^{n}( np(1-p)+ (np)^2 )\\
&= \sum_{i=1}^{n}( 2-\frac{1}{n} )\\
&= 2n-1
\end{aligned}
将以上各部分加起来即得时间复杂度 \Theta(n)
7. 选择问题(select)
输入个序列 lst, 以及一个数 i, 输出 lst 中 第 i 小的数,即从小到大排列第 i
解决方法
- 全部排序, 取第 i 个,
O(nlogn) - 长度为 i 的队列(这是得到 lst 中 前
i 个元素的方法) 仍然
O(nlogn) - randomized-select(仿造快排) 平均情况
O(n),最坏情况同上(快排),\Theta(n^2)
from random import randint
def select(lst,i):
lst = lst.copy()
def partition(a,b):
pivot = lst[a]
while a<b:
while a<b and lst[b]>pivot: b-=1
if a<b:
lst[a] = lst[b]
a+=1
while a<b and lst[a]<pivot: a+=1
if a<b:
lst[b] = lst[a]
b-=1
lst[a]= pivot
return a
def _select(a,b):
if a>=b: return lst[a]
# randomized select
n = randint(a,b)
lst[a],lst[n] = lst[n],lst[a]
pos = partition(a,b)
if pos>i:
return _select(a,pos-1)
elif pos<i:
return _select(pos+1,b)
else:return lst[pos]
return _select(0,len(lst)-1)