1632
правки
Изменения
м
На вход {{boring}}В конспекте содержится несколько ошибок, которые никто не исправлял уже лет 5, половины доказательств нету и вообще это стоит переписать. Если хотите заимплементить корректный алгоритм получает массив, который состоит из двух отсортированных частейпридется дополнительно подумать головой. Алсо, про "сравнение в реальных условиях" - бред, по времени этот алгоритм в несколько раз медленнее std::sort. ~[[Участник:Yurik|Yurik]]~, 2017
[[Файл:Merge_O(1)_1.png|center|525px]]<br/>
Отсортируем блоки по возрастанию по первому элементу (если первые элементы равны, тогда по последнему). Для этого подойдет любая квадратичная или более быстрая сортировка, которая требует <tex> O [[Файл:Merge_O(1) </tex> дополнительной памяти. Здесь нам выгодно использовать алгоритм, линейный по числу обменов, т_4.е. подходит [[Сортировка выборомpng|сортировка выбором525px]].
[[Файл:Merge_O(1)_4Следует заметить, что, после сортировки этих блоков, элементы, которые стоят левее заданного и больше его, находились в противоположной части отсортированного массива, также они находятся в пределах одной группы, поэтому количество инверсий для каждого элемента не больше <tex>\sqrt{n}</tex>.png|center|525px]]
Пользуясь Попытаемся слить первый и второй блок. Поменяем местами первый блок с буфером обмена. И, как в обычном слиянии, пользуясь двумя указателями, сливаем второй блок и только что измененный буфер. Результат начинаем записывать с начала первого блока. Чтобы не потерять данные, последовательно сольем пары соседних блоковвместо записи используем обмен элементов. В результате мы получимТак как блоки имеют одинаковую длину и между указателем на второй блок и указателем на запись расстояние равно длине блока, что первые <tex>len \cdot то слияние произойдет корректно (cnt - 1пример использования буфера обмена приведен ниже)</tex> элементов исходного массива отсортированы.
Количество групп <tex> \sqrt{n} </tex>, и каждое слияние работает за <tex> О O[[Файл:Merge_O(\sqrt{n}1) </tex> , поэтому количество операций на этом шаге <tex> O(n) </tex>_5.png|525px]]
[[Файл:Merge_OТак как после предыдущего шага количество инверсий для каждого элемента не больше <tex>\sqrt{n}</tex>, то ему надо сдвинуться влево не больше, чем на <tex>\sqrt{n}</tex> элементов, поэтому в результате мы получим, что первые <tex>len \cdot (cnt - 1)_5</tex> элементов исходного массива отсортированы. Количество блоков <tex> \sqrt{n} </tex> и каждое слияние работает за <tex> О O(\sqrt{n}) </tex> , поэтому количество операций на этом шаге <tex> O(n) </tex>.png|center|525px]]
rollbackEdits.php mass rollback
На вход алгоритм получает массив, который состоит из двух отсортированных частей. Нам необходимо за <tex>O(1)</tex> дополнительной памяти и <tex>O(n)</tex> времени получить отсортированный массив.<br>
В реализации алгоритм весьма громоздкий. Но сравнение в реальных условиях реализации на C++ (на массивах длиной до <tex>10^8</tex>) показало, что по числу сравнений алгоритм выигрывает у qsort примерно 10%, а по общему времени работы – от <tex>1.2</tex> до <tex>1.3</tex> раз.
== Алгоритм ==
У нас есть массив, который состоит из двух отсортированных частей:
[[Файл:Merge_O(1)_1.png|525px]]
Разобьем наш массив на <tex>cnt</tex> подряд идущих блоков длиной <tex>len = \lfloor \sqrt{n} \rfloor </tex>. Остаток трогать не будем.
[[Файл:Merge_O(1)_2.png|center|525px]]
Найдем блок, содержащий конец первой отсортированной части. Поменяем его с последним блоком. В дальнейшем будем использовать его как буфер обмена.
[[Файл:Merge_O(1)_3.png|center|525px]]
Отсортируем блоки по возрастанию по первому элементу (если первые элементы равны, тогда по последнему).
Для этого подойдет любая квадратичная или более быстрая сортировка, которая требует <tex> O (1) </tex> дополнительной памяти. Для сохранения линейной асимптотики надо использовать алгоритм, линейный по числу обменов, т.е. подходит [[Сортировка выбором|сортировка выбором]]. Так как блоков <tex> \sqrt{n} </tex>, то количество операций на этом шаге <tex> O(n) </tex>.
Пользуясь буфером обмена, последовательно сольем пары соседних блоков <tex>([0, ~ len - 1]</tex> и <tex>[len, ~ 2 ~ len - 1],</tex> потом <tex>[len, ~ 2 ~ len - 1]</tex> и <tex>[2 ~ len, ~ 3 ~ len - 1],</tex> и т.д.<tex>)</tex>.
<tex>S</tex> {{---}} размер остатка вместе с буфером. Используя квадратичную или более быструю сортировку, которая требует <tex> O(1) </tex> дополнительной памяти, отсортируем подмассив длиной <tex> 2S </tex>, который находится в конце.
Так как <tex>S< 2 \sqrt{n}</tex> - размер остатка вместе с буфером. Используя квадратичную или более быструю сортировку, которая требует то сортировка пройдет за <tex> O(1n) </tex> дополнительной памяти, отсортируем подмассив длиной <tex> 2S </tex>, который находится в конце. [[Файл:Merge_O(1)_6.png|center|525px]]
[[Файл:Merge_O(1)_6.png|525px]]
Теперь на последних <tex> S </tex> местах будут находиться <tex> S </tex> максимальных элементов. Оставшаяся часть представляет собой массив, содержащий две отсортированные части, причем размер второй равен <tex> S </tex>. По аналогии с тем что делали раньше, только в обратную сторону, отсортируем оставшуюся часть, разделив ее на блоки длиной <tex>S</tex>, используя последние <tex>S</tex> как буфер обмена. Не забудем после отсортировать буфер обмена.
[[Файл:Merge_O(1)_7.png|center|525px]]
В результате мы получили отсортированный исходный массив.
== Использование Пример использования буфера обмена ==Попытаемся слить первый и второй блок. Поменяем местами первый блок с буфером обмена. И, как в обычном слиянии, пользуясь двумя указателями, сливаем вторую группу и только что измененный буфер. Результат начинаем записывать с начала первой группы. Чтобы не потерять данные, вместо записи используем обмен элементов. Так как блоки имеют одинаковую длину и между указателем на второй блок и указателем на запись расстояние равно длине блока, то слияние произойдет корректно.
[[Файл:Merge_O(1)_buffer.png|center|355px]]
== Ссылки и литература Источники информации ==*[http://habrahabr.ru/post/138146/ Habrahabr {{---}}Сортировка слиянием без использования дополнительной памяти ]*[http://e-maxx.ru/bookz/files/knuth_3.djvu Д.Е.Кнут {{- --}} Искусство программирования (том 3) упр 18 к разделу 5.2.4]*[http://pastebin.com/hN2SnEfP PASTEBIN {{---}} Реализация алгоритма на JAVA]*[http://habrahabr.ru/post/138146/ Сортировка слиянием без использования дополнительной памяти]
[[Категория: Дискретная математика и алгоритмы]]
[[Категория: Сортировки]]
