1632
правки
Изменения
м
[[Файл:MergeMT.png|430px|thumb|Слияние массивов]]
ОчевидноПонятно, что при отсутствии возможности запуска неограниченного количества независимых потоков, вычислительная сложность многопоточного алгоритма зависит от максимально возможного количества независимых потоков. Обозначим такое количество как <tex dpi="120">N_{ind}</tex>. Допустим, <tex dpi="120">n</tex> много больше <tex dpi="120">N_{ind}</tex>, что в общем случае верно для ПК и достаточно больших объемов данных. Оценим приведенные выше алгоритмы с учетом наложенных ограничений и допущений:<br>::[[#.D0.A1.D0.BE.D1.80.D1.82.D0.B8.D1.80.D0.BE.D0.B2.D0.BA.D0.B0_.D1.81_.D0.BE.D0.B4.D0.BD.D0.BE.D0.BF.D0.BE.D1.82.D0.BE.D1.87.D0.BD.D1.8B.D0.BC_.D1.81.D0.BB.D0.B8.D1.8F.D0.BD.D0.B8.D0.B5.D0.BCСортировка с однопоточным слиянием|Сортировка с однопоточным слиянием]] будет иметь асимптотику <tex dpi="135">\Theta(\fracdfrac{n}{N_{ind}}\log \fracdfrac{n}{N_{ind}} + n) = \Theta(\fracdfrac{n}{N_{ind}}\log \fracdfrac{n}{N_{ind}})</tex>:::::<tex dpi="135">\Theta(\fracdfrac{n}{N_{ind}}\log \fracdfrac{n}{N_{ind}})</tex> операций нужно на последовательную сортировку массива длиной <tex dpi="135">\fracdfrac{n}{N_{ind}}</tex>.
#*Cormen T.H., Leiserson C.E., Rivest R.L., Stein C. {{---}} Introduction to Algorithms, Third Edition [[Категория: Дискретная математика и алгоритмы]][[Категория: Сортировки]][[Категория: Многопоточные сортировки]]
rollbackEdits.php mass rollback
== Многопоточная сортировка слиянием ==
Благодаря тому, что [[Сортировка слиянием | сортировка слиянием ]] построена на принципе "Разделяй и властвуй", выполнение данного алгоритма можно весьма эффективно распараллелить. При оценке асимптотики допускается, что возможен запуск неограниченного количества независимых процессов, т.е. процессов с вычислительными ресурсами, не зависящими от других процессов, что на практике не достижимо. Более того, при реализации имеет смысл ограничить количество параллельных потоков.
==Сортировка с однопоточным слиянием==
Внесем в алгоритм сортировки слиянием следующую модификацию: будем сортировать левую и правую части массива параллельно.
'''function ''' mergeSortMT(array, left, right):
mid = (left + right) / 2
merge(array, left, mid, right)
В данном алгоритме оператор <tex>\mathrm {\bf {spawn}}</tex> запускает новый поток, а оператор <tex>\mathrm {\bf {sync}}</tex> ожидает завершения этого потока. Функция <tex>\mathrm {merge}</tex> аналогична одноименной функции из раздела [[Сортировка слиянием#.D0.A1.D0.BB.D0.B8.D1.8F.D0.BD.D0.B8.D0.B5_.D0.B4.D0.B2.D1.83.D1.85_.D0.BC.D0.B0.D1.81.D1.81.D0.B8.D0.B2.D0.BE.D0.B2Слияние двух массивов|слияние двух массивов]].<br>Несмотря на наличие двух рекурсивных вызовов, при оценке будем считать, что совершается один вызов, т.к. оба вызова выполняются параллельно с одинаковой асимптотикой. Оценим время работы данного алгоритма: <tex dpi="120">T(n) = T(\frac dfrac {n}{2}) + \Theta(n) = \Theta(n)</tex>. Данная асимптотика достигается при возможности запускать неограниченное количество потоков независимо друг от друга.<br>
==Многопоточное слияние==
Как видно из оценки первого алгоритма, слияние является его узким местом. Попытаемся распараллелить слияние, для чего рассмотрим алгоритм рекурсивного слияния массивов <tex dpi="120">T[left_{1} \dots right_{1}]</tex> и <tex dpi="120">T[left_{2} \dots right_{2}]</tex> в массив <tex dpi="120">A[left_{3} \dots right_{3}]</tex>:
# Убедимся, что размер <tex dpi="120">T[left_{1} \dots right_{1}]</tex> больше либо равен размеру <tex dpi="120">T[left_{2} \dots right_{2}]</tex>
# Возьмем <tex dpi="120">x = T[mid_{1}]</tex> - — середину первого массива (<tex dpi="120">x</tex> также является и медианой этого массива)
# При помощи [[Целочисленный двоичный поиск|бинарного поиска]] найдем <tex dpi="120">mid_{2}</tex> такое, что <tex dpi="120">\forall y \in T[left_{2} \dots mid_{2} - 1]: y < x</tex>
# <tex dpi="120">mid_{3} = left_{3} + (mid_{1} - left_{1}) + (mid_{2} - left_{2})</tex>
# Сольем <tex dpi="120">T[right_{1} \dots mid_{1} - 1]</tex> и <tex dpi="120">T[right_{2} \dots mid_{2}]</tex> в <tex dpi="120">A[right_{3} \dots mid_{3} - 1]</tex>
# Сольем <tex dpi="120">T[mid_{1} + 1 \dots right_{1}]</tex> и <tex dpi="120">T[mid_{2} \dots right_{2}]</tex> в <tex dpi="120">A[mid_{3} + 1 \dots right_{3}]</tex>
Алгоритм показан на рисунке:
[[Файл:MergeMT.png|Слияние массивов]]
===Реализация===
<font color=green>// если <tex dpi="120"color=green>right \leqslant left</tex> возвращает <tex dpi="120">left</tex>
// если <tex dpi="120">x \leqslant T[left]</tex>, возвращает <tex dpi="120">left</tex>
// иначе возвращает наибольший индекс <tex dpi="120">i</tex> из отрезка <tex dpi="120">[left, right]</tex> такой, что <tex dpi="120">array[i - 1] < x</tex></font> '''integer ''' binarySearch(x, array, left, right)
<font color=green>// слияние <tex dpi="120">T[left_{1} \dots right_{1}]</tex> и <tex dpi="120">T[left_{2} \dots right_{2}]</tex> в <tex dpi="120">A[left_{3} \dots right_{1} - left_{1} + right_{2} - left_{2}]</tex></font> '''function ''' mergeMT(T, left<tex dpi="120">_{1}</tex>, right<tex dpi="120">_{1}</tex>, left<tex dpi="120">_{2}</tex>, right<tex dpi="120">_{2}</tex>, A, left<tex dpi="120">_{3}</tex>):
n<tex dpi="120">_{1}</tex> = right<tex dpi="120">_{1}</tex> - left<tex dpi="120">_{1}</tex> + 1
n<tex dpi="120">_{2}</tex> = right<tex dpi="120">_{2}</tex> - left<tex dpi="120">_{2}</tex> + 1
Оба массива содержат <tex dpi="120">n_{1} + n_{2} = n</tex> элементов. К моменту рекурсивных вызовов <tex dpi="120">n_{2} \leqslant n_{1}</tex>, значит,<br>
<tex dpi="135">n_{2} = 2 \cdot \fracdfrac{n_{2}}{2} \leqslant \fracdfrac{(n_{1} + n_{2})}{2} = \fracdfrac{n}{2}</tex>.<br>В худшем случае один из двух рекурсивных вызовов сольет <tex dpi="135">\fracdfrac{n_{1}}{2}</tex> элементов <tex dpi="120">T[left_{1} \dots right_{1}]</tex> с <tex dpi="120">n_{2}</tex> элементами <tex dpi="120">T[left_{2} \dots right_{2}]</tex> и тогда количество элементов первых двух массивов в рекурсивном вызове будет равно<br><tex dpi="135">\fracdfrac{n_{1}}{2} + n_{2} \leqslant \fracdfrac{n_{1}}{2} + \fracdfrac{n_{2}}{2} + \fracdfrac{n_{2}}{2} = \fracdfrac{(n_{1} + n_{2})}{2} + \fracdfrac{n_{2}}{2} \leqslant \fracdfrac{n}{2} + \fracdfrac{n}{4} = \fracdfrac{3}{4}n</tex>.<br>Асимптотика каждого вызова функции - — <tex dpi="120">\Theta(\log n)</tex>, т.е. время, затрачиваемое на бинарный поиск. Так как рекурсивные вызовы функции выполняются параллельно, а потоки при оценке независимы, время их выполнения будет равно времени выполнения самого долгого вызова. В худшем случае это <tex dpi="120">T(\fracdfrac{3}{4}n)</tex>. Тогда получим оценку сверху<br><tex dpi="130">T_{\mathrm {merge}}(n) = T_{\mathrm {merge}}(\fracdfrac{3}{4}n) + \Theta(\log n) = \Theta(\log^2 n)</tex>
==Сортировка с многопоточным слиянием==
Приведем псевдокод алгоритма, использующего слияние из предыдущего раздела, сортирующего элементы <tex dpi="120">A[leftA \dots rightA]</tex> и помещающего отсортированный массив в <tex dpi="120">B[leftB \dots leftB + rightA - leftA]</tex>
'''function ''' mergeSortMT2(A, leftA, rightA, B, leftB):
n = r - p + 1
'''if''' n == 1
mergeMT(T, 1, newMid, newMid + 1, n, B, leftB)
Оценим данный алгоритм сверху при условии, что возможен запуск неограниченного количества независимых потоков. Из предыдущих пунктов <tex dpi="130">T_{\mathrm {mergeSort}}(n) = T_{\mathrm {mergeSort}}(\fracdfrac{n}{2}) + T_{\mathrm {merge}}(n) = T_{\mathrm {mergeSort}}(\fracdfrac{n}{2}) + \Theta(\log^2 n) = \Theta(\log^3 n)</tex>.
==Оценка при фиксированном числе потоков==
::::<tex dpi="135">\Theta(n)</tex> необходимо на последовательное слияние.
::[[#.D0.9C.D0.BD.D0.BE.D0.B3.D0.BE.D0.BF.D0.BE.D1.82.D0.BE.D1.87.D0.BD.D0.BE.D0.B5_.D1.81.D0.BB.D0.B8.D1.8F.D0.BD.D0.B8.D0.B5Многопоточное слияние|Многопоточное слияние]] будет работать за <tex dpi="135">\Theta((\fracdfrac{n}{N_{ind}})^{\log_{\frac{4}{3}}2} + \log n \cdot min(N_{ind}, \log n)=\Theta((\fracdfrac{n}{N_{ind}})^{\log_{\frac{4}{3}}2})</tex>:
::::Прежде чем достигнуть ограничения на создание нового потока, алгоритм углубится на <tex dpi="110">min(N_{ind}, \log n)</tex> уровней вглубь дерева рекурсии, где на каждом уровне выполняется бинпоиск за <tex dpi="135">\Theta(\log n)</tex>
::::Асимптотика многопоточного слияния при работе в одном потоке по основной теореме рекуррентных соотношений равна
::::<tex dpi="135">T_{\mathrm {merge}}'(n) = 2T_{\mathrm {merge}}'(\frac {3}{4}n) + \Theta(\log n) = \Theta(n^{\log_{\frac{4}{3}}2})</tex>::Оценим [[#.D0.A1.D0.BE.D1.80.D1.82.D0.B8.D1.80.D0.BE.D0.B2.D0.BA.D0.B0_.D1.81_.D0.BC.D0.BD.D0.BE.D0.B3.D0.BE.D0.BF.D0.BE.D1.82.D0.BE.D1.87.D0.BD.D1.8B.D0.BC_.D1.81.D0.BB.D0.B8.D1.8F.D0.BD.D0.B8.D0.B5.D0.BCСортировка с многопоточным слиянием|сортировку с многопоточным слиянием]] снизу:::::Части массива длиной <tex dpi="135">\fracdfrac{n}{N_{ind}}</tex> гарантированно будут сортироваться последовательно, т.к. только алгоритм сортировки запустит к моменту вызова <tex>\mathrm {mergeSortMT2} </tex> от массива длиной <tex dpi="135">\fracdfrac{n}{N_{ind}}</tex> число потоков, равное <tex dpi="135">N_{ind}</tex>. Тогда по основной теореме рекуррентных соотношений:::::<tex dpi="135">T_{\mathrm {mergeSort}}'(\fracdfrac{n}{N_{ind}}) = 2T_{\mathrm {mergeSort}}'(\fracdfrac{n}{2N_{ind}}) + \Theta(\fracdfrac{n}{N_{ind}})^{\log_{\frac{4}{3}}2} = \Theta(\fracdfrac{n}{N_{ind}})^{\log_{\frac{4}{3}}2}</tex>Очевидно, что нижняя оценка алгоритма сортировки с многопоточным слиянием выше. Таким образом, при приведенных выше допущениях алгоритм сортировки с однопоточным слиянием эффективнее и его асимптотика составляет <tex dpi="120">\Theta(\fracdfrac{n}{N_{ind}}\log \fracdfrac{n}{N_{ind}})</tex>. ==См. также==*[[Сортировка слиянием]]*[[PSRS-сортировка]]
==Источники информации==
