Быстрая сортировка

Быстрая сортировка (англ. quick sort, сортировка Хоара) — один из самых известных и широко используемых алгоритмов сортировки. Среднее время работы [math]O(n\log{n})[/math], что является асимптотически оптимальным временем работы для алгоритма, основанного на сравнении. Хотя время работы алгоритма для массива из [math]n[/math] элементов в худшем случае может составить [math]\Theta(n^2)[/math], на практике этот алгоритм является одним из самых быстрых.

Алгоритм

Быстрый метод сортировки функционирует по принципу "разделяй и властвуй".

• Массив [math] a[l \ldots r][/math] типа [math] T [/math] разбивается на два (возможно пустых) подмассива [math] a[l \ldots q-1][/math] и [math] a[q+1 \ldots r][/math], таких, что каждый элемент [math] a[l \ldots q-1][/math] меньше или равен [math] a[q][/math], который в свою очередь, не превышает любой элемент подмассива [math] a[q+1 \ldots r][/math]. Индекс вычисляется в ходе процедуры разбиения.
• Подмассивы [math] a[l \ldots q-1][/math] и [math] a[q+1 \ldots r][/math] сортируются с помощью рекурсивного вызова процедуры быстрой сортировки.
• Поскольку подмассивы сортируются на месте, для их объединения не требуются никакие действия: весь массив [math] a[l \ldots r][/math] оказывается отсортированным.

Псевдокод

  void quicksort(a: T[n], int l, int r)
     if l < r
        q = partition(a, l, r)
        quicksort(a, l, q - 1)
        quicksort(a, q + 1, r)

Для сортировки всего массива необходимо выполнить процедуру [math]\mathrm{quicksort(a, 0, length[a] - 1)}[/math].

Разбиение массива

Основной шаг алгоритма сортировки — процедура [math]\mathrm{partition}[/math], которая переставляет элементы массива [math]a[l \ldots r][/math] типа [math] T [/math] нужным образом. Разбиение осуществляется с использованием следующей стратегии. Прежде всего, в качестве разделяющего элемента произвольно выбирается элемент [math] a[r] [/math] — он сразу займет свою окончательную позицию. Далее начинается просмотр с левого конца массива, который продолжается до тех пор, пока не будет найден элемент, превосходящий по значению разделяющий элемент, затем выполняется просмотр, начиная с правого конца массива, который продолжается до тех пор, пока не отыскивается элемент, который по значению меньше разделяющего. Оба элемента, на которых просмотр был прерван, очевидно, находятся не на своих местах в разделенном массиве, и потому они меняются местами. Так продолжаем дальше, пока не убедимся в том, что слева от левого указателя не осталось ни одного элемента, который был бы больше по значению разделяющего, и ни одного элемента справа от правого указателя, которые были бы меньше по значению разделяющего элемента.

Переменная [math] v [/math] сохраняет значение разделяющего элемента [math] a[r] [/math], a [math] i [/math] и [math] j [/math] представляет собой, соответственно, указатели левого и правого просмотра. Цикл разделения увеличивает значение [math] i [/math] и уменьшает значение [math] j [/math] на [math] 1 [/math], причем условие, что ни один элемент слева от [math] i [/math] не больше [math] v [/math] и ни один элемент справа от [math] j [/math] не меньше [math] v [/math], не нарушается. Как только значения указателей пересекаются, процедура разбиения завершается, меняя местами [math] a[r] [/math] и [math] a[i] [/math], при этом [math] v [/math] присваивается значение [math] a[i] [/math], так что не будет ни одного большего элемента справа от [math] v [/math] и ни одного меньшего элемента слева от [math] v [/math].

  int partition(a: T[n], int l, int r)
     T v = a[r]
     int i = l
     int j = r - 1
     while true 
        while (a[i++] < v)
        while (a[j--] > v)
        if (j == l)
           break
        if (i [math] \geqslant [/math] j) 
           break
        swap(a[i], a[j])
     swap(a[i], a[r])
     return i

Асимптотика

Худшее время работы

Предположим, что мы разбиваем массив так, что одна часть содержит [math]n - 1[/math] элементов, а вторая — [math]1[/math]. Поскольку процедура разбиения занимает время [math]\Theta(n)[/math], для времени работы [math]T(n)[/math] получаем соотношение:

[math]T(n) = T(n - 1) + \Theta(n) = \sum\limits_{k=1}^{n} \Theta(k) = \Theta(\sum\limits_{k=1}^{n} k) = \Theta(n^2)[/math].

Мы видим, что при максимально несбалансированном разбиении время работы составляет [math]\Theta(n^2)[/math]. В частности, это происходит, если массив изначально отсортирован.

Способ построить массив с максимальным количеством сравнений при выборе среднего элемента в качестве опорного

В некоторых алгоритмах быстрой сортировки в качестве опорного выбирается элемент, который стоит в середине рассматриваемого массива. Рассмотрим массив, на котором быстрая сортировка с выбором среднего элемента в качестве опорного сделает [math]\Theta(n^2)[/math] сравнений. Очевидно, что это будет достигаться при худшем случае (когда при каждом разбиении в одном массиве будет оказываться [math]1[/math], а в другом [math] n - 1 [/math] элемент).

Заполним сначала массив [math]a[/math] длины [math]n[/math] элементами от [math]1[/math] до [math] n [/math], затем применим следующий алгоритм (нумерация с нуля):

  void antiQsort(a: T[n])
     for i = 0 to n - 1 
        swap(a[i], a[i / 2])

Тогда на каждом шаге в качестве среднего элемента будет ставиться самый крупный элемент.

При выполнении [math]\mathrm{partition}[/math] делается [math]\Theta(n)[/math] сравнений из-за того, что с помощью индексов [math]i[/math] и [math]j[/math] мы проходим в лучшем случае [math]\Omega(n)[/math] элементов (если функция прекращает свою работу, как только индексы встречаются), в худшем случае [math]O(2n)[/math] элементов (если оба индекса полностью проходят массив). При каждом изменении индекса делается сравнение, значит, процедура [math]\mathrm{partition}[/math] делает [math]\Theta(n)[/math] сравнений с точностью до константы.

Рассмотрим, какой элемент будет выбираться опорным на каждом шаге. [math]\mathrm{antiQsort}[/math] на каждом шаге меняет местами последний и центральный элементы, поэтому в центре оказывается самый крупный элемент. А [math]\mathrm{partition}[/math] делает абсолютно симметричные этой процедуре операции, но в другую сторону: меняет местами центральный элемент с последним, так что самый крупный элемент становится последним, а затем выполняет на массиве длины на один меньшей ту же операцию. Получается, что опорным всегда будет выбираться самый крупный элемент, так как [math] \mathrm{antiQsort} [/math] на массиве любой длины будет выполнять операции, обратные [math]\mathrm{partition}[/math]. Фактически, [math]\mathrm{partition}[/math] — это [math]\mathrm{antiQsort}[/math], запущенная в другую сторону. Также стоит отметить, что процедура разбиения будет делать на каждом шаге только одну смену элементов местами. Сначала [math]i[/math] дойдет до середины массива, до опорного элемента, [math]j[/math] останется равным индексу последнего элемента. Затем произойдет [math]\mathrm{swap}[/math] и [math]i[/math] снова начнет увеличиваться, пока не дойдет до последнего элемента, [math]j[/math] опять не изменит свою позицию. Потом произойдет выход из [math]\mathrm{while}[/math].

Разбиение массива будет произведено [math]\Theta(n)[/math] раз, потому что разбиение производится на массивы длины [math]1[/math] и [math] n - 1 [/math] из-за того, что на каждом шаге разбиения в качестве опорного будет выбираться самый крупный элемент (оценка на худшее время работы доказана выше). Следовательно, на массиве, который строится описанным выше способом, выполняется [math]\Theta(n)[/math] [math]\mathrm{partition}[/math] и [math]\Theta(n)[/math] сравнений для каждого выполнения [math]\mathrm{partition}[/math]. Тогда быстрая сортировка выполнит [math]\Theta(n^2)[/math] сравнений для массива, построенного таким способом.

Способ построить массив с максимальным количеством сравнений при детерминированном выборе опорного элемента

Рассмотрим алгоритм построения массива, на котором быстрая сортировка с детерминированным выбором опорного элемента будет делать максимальное (в данном случае — [math]\Theta(n^2)[/math]) количество сравнений. Такое число сравнений достигается при разбиении на массивы длиной [math]1[/math] и [math]n-1[/math] на каждой итерации. Создадим массив [math]a[/math] длины [math]n[/math], заполненный элементами типа [math]pair[/math]. Такой элемент хранит пару значений [math](val, key)[/math], где [math]val[/math] — элемент массива, а [math]key[/math] — индекс. Изначально [math]a[i][/math] элемент имеет вид [math](0, i)[/math].

Далее, запустим для данного массива алгоритм быстрой сортировки. Сравниваем два элемента типа [math]pair[/math] по их значениям [math]val[/math]. На каждом шаге будем выполнять следующие действия: при обращении к [math]i[/math]-ому элементу в качестве опорного на шаге под номером [math]k[/math], присвоим [math]val = n-k+1[/math] для элемента [math]a[i][/math]. Затем выполним шаг сортировки. После завершения работы алгоритма быстрой сортировки, дополнительно отсортируем получившиеся элементы [math]pair[/math] по значениям [math]key[/math]. Искомым будет являться массив элементов [math]val[/math] в соответствующей последовательности.

Пример для [math]n = 4[/math], при последовательном выборе опорных элементов [math]2, 2, 1, 1[/math].

Построение массива
Шаг 1.0	Шаг 1.1	Шаг 1.2	Шаг 2.0	Шаг 2.1	Шаг 2.2	Шаг 3.0
1 2 3 4 <br\> 0 0 0 0	1 2 3 4 <br\> 0 4 0 0	1 4 3 2 <br\> 0 0 0 4	1 4 3 2 <br\> 0 0 0 4	1 4 3 2 <br\> 0 3 0 4	1 3 4 2 <br\> 0 0 3 4	1 3 4 2 <br\> 0 0 3 4
Шаг 3.1	Шаг 3.2	Шаг 4.0	Шаг 4.1	Шаг 4.2	Результат
1 3 4 2 <br\> 2 0 3 4	3 1 4 2 <br\> 0 2 3 4	3 1 4 2 <br\> 0 2 3 4	3 1 4 2 <br\> 1 2 3 4	3 1 4 2 <br\> 1 2 3 4	1 2 3 4 <br\> 2 4 1 3
Итоговый массив
2 4 1 3

Покажем, почему на данном массиве будет достигаться максимальное время работы быстрой сортировки. На этапе построения мы каждый раз присваивали опорному элементу минимальное значение. Следовательно, при выполнении [math]\mathrm{quicksort}[/math] алгоритм в качестве опорного всегда будет выбирать наибольший элемент массива (выборка будет производится в том же порядке ввиду детерминированности определения опорного элемента). Таким образом, так как каждый раз массив разбивается на две части — большие или равные опорному элементы и меньшие его — на каждом шаге имеем разбиение на массивы длины [math]1[/math] и [math]n-1[/math], чего мы, собственно, и добивались. При таком выполнении алгоритма происходит [math]\Theta(n^2)[/math] разделений на два подмассива, и на каждом разделении выполняется [math]\Theta(n^2)[/math] сравнений. Следовательно, на данном массиве быстрая сортировка работает за [math]\Theta(n^2)[/math].

Среднее время работы

Лемма:

Время работы алгоритма быстрой сортировки равно [math]O(n \log n)[/math].

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Пусть Х — полное количество сравнений элементов с опорным за время работы сортировки. Нам необходимо вычислить полное количество сравнений. Переименуем элементы массива как [math]z_1 \ldots z_n[/math], где [math]z_i[/math] наименьший по порядку элемент. Также введем множество [math]Z_{ij} = \{z_i, z_{i+1} \ldots z_j\}[/math]. Заметим, что сравнение каждой пары элементов происходит не больше одного раза, так как элемент сравнивается с опорным, а опорный элемент после разбиения больше не будет участвовать в сравнении. Поскольку каждая пара элементов сравнивается не более одного раза, полное количество сравнений выражается как [math]X = \sum\limits_{i=1}^{n-1}\sum\limits_{j=i+1}^{n} X_{ij}[/math], где [math]X_{ij} = 1[/math] если произошло сравнение [math]z_i[/math] и [math]z_j[/math] и [math]X_{ij} = 0[/math], если сравнения не произошло. Применим к обоим частям равенства операцию вычисления матожидания и воспользовавшись ее линейностью получим [math]E[X] = E\left[\sum\limits_{i=1}^{n-1}\sum\limits_{j=i+1}^{n} X_{ij}\right] = \sum\limits_{i=1}^{n-1}\sum\limits_{j=i+1}^{n} E[X_{ij}] = \sum\limits_{i=1}^{n-1}\sum\limits_{j=i+1}^{n} Pr\{z_i[/math] сравнивается с [math]z_j\}[/math] Осталось вычислить величину [math]Pr\{z_i[/math] сравнивается с [math]z_j\}[/math] — вероятность того, что [math]z_i[/math] сравнивается с [math]z_j[/math]. Поскольку предполагается, что все элементы в массиве различны, то при выборе [math]x[/math] в качестве опорного элемента впоследствии не будут сравниваться никакие [math]z_i[/math] и [math]z_j[/math] для которых [math]z_i \lt x \lt z_j[/math]. С другой стороны, если [math]z_i[/math] выбран в качестве опорного, то он будет сравниваться с каждым элементом [math]Z_{ij}[/math] кроме себя самого. Таким образом элементы [math]z_i[/math] и [math]z_j[/math] сравниваются тогда и только тогда когда первым в множестве [math]Z_{ij}[/math] опорным элементом был выбран один из них. [math]Pr\{z_i[/math] сравнивается с [math]z_j\} = Pr\{[/math]первым опорным элементом был [math]z_i[/math] или [math]z_j\} = Pr\{[/math]первым опорным элементом был [math]z_i\} + Pr\{[/math]первым опорным элементом был [math]z_j\} = [/math] [math] =\dfrac {1}{j-i+1} + \dfrac {1}{j-i+1} = \dfrac {2}{j-i+1} [/math] [math] E[X] = \sum\limits_{i=1}^{n-1}\sum\limits_{j=i+1}^{n} \dfrac {2}{j-i+1} = \sum\limits_{i=1}^{n-1}\sum\limits_{k=1}^{n-i} \dfrac 2{k+1} \lt \sum\limits_{i=1}^{n-1}\sum\limits_{k=1}^{n-i} \dfrac 2{k} [/math] [math]= \sum\limits_{i=1}^{n-1}O(\log n) = O(n \log n) [/math]

[math]\triangleleft[/math]

Mатожидание времени работы быстрой сортировки будет [math]O(n \log n)[/math].

Модификации

Нерекурсивная реализация быстрой сортировки

Для выполнения быстрой сортировки можно воспользоваться стеком, в котором в виде сортируемых подмассивов содержится перечень действий, которые предстоит выполнить. Каждый раз когда возникает необходимость в обработке подмассива, он выталкивается из стека. После разделения массива получаются два подмассива, требующих дальнейшей обработки, которые и заталкиваются в стек. Представленная ниже нерекурсивная реализация использует стек, заменяя рекурсивные вызовы помещением в стек параметров функции, а вызовы процедур и выходы из них — циклом, который осуществляет выборку параметров из стека и их обработку, пока стек не пуст. Мы помещаем больший из двух подмассивов в стек первым с тем, чтобы максимальная глубина стека при сортировке [math]N[/math] элементов не превосходила величины [math]\log n[/math].

  void quicksort(a: T[n], int l, int r)
     stack< pair<int,int> > s   
     s.push(l, r);
     while (s.isNotEmpty)
        l = s.pop()
        r = s.pop()
        if (r [math] \leqslant [/math] l)
           continue
        int i = partition(a, l, r);
        if (i - 1 > r - i) 
           s.push(l, i - 1)
           s.push(i + 1, r)
        else
           s.push(i + 1, r)
           s.push(l, i - 1)

В качестве альтернативного варианта можно использовать обычную рекурсивную версию, в которой вместо того, чтобы после разделения массива вызывать рекурсивно процедуру разделения для обоих найденных подмассивов, рекурсивный вызов делается только для меньшего подмассива, а больший обрабатывается в цикле в пределах этого же вызова процедуры. С точки зрения эффективности в среднем случае разницы практически нет: накладные расходы на дополнительный рекурсивный вызов и на организацию сравнения длин подмассивов и цикла — примерно одного порядка. Зато глубина рекурсии ни при каких обстоятельствах не превысит \log n, а в худшем случае вырожденного разделения она вообще будет не более n — вся обработка пройдёт в цикле первого уровня рекурсии.

Улучшенная быстрая сортировка

Выбор медианы из первого, среднего и последнего элементов в качестве разделяющего элемента и отсечение рекурсии меньших подмассивов может привести к существенному повышению эффективности быстрой сортировки. Функция median возвращает индекс среднего элемента в массиве. После этого он и крайний правый элемент массива меняются местами, при этом медиана становится разделяющим элементом. Массивы небольшого размера (длиной [math]M = 11[/math] и меньше) в процессе разделения игнорируются, затем для окончания сортировки используется сортировка вставками.

  const int M = 10
  void quicksort(a: T[n], int l, int r)
     if (r - 1 [math] \leqslant [/math] M)
        return
     int med = median(a[l], a[r - 1], a[r])
     swap(a[med], a[r - 1])
     int i = partition(l + 1, r - 1)
     quicksort(a, l, i - 1)
     quicksort(a, i + 1, r)

  void hybridsort(a: T[n], int l, int r)
     quicksort(a, l, r)
     insertion(a, l, r)

Быстрая сортировка с разделением на три части

Когда в сортируемом массиве имеется множество повторяющихся ключей предыдущие реализации быстрой сортировки можно существенно улучшить. Например массив, который состоит из равных ключей, вовсе не нуждается в дальнейшей сортировке, однако предыдущие реализации продолжают процесс разделения, подвергая обработке все более мелкие подмассивы, независимо от того, насколько большим является исходный файл.

Разделение массива [math] a [/math]

В основу программы положено разделение массива на три части: на элементы,меньшие разделяющего элемента [math] a[l] \ldots a[i][/math], элементы, равные разделяющему элементу [math]a[i+1] \ldots a[j-1][/math], и элементы большие разделяющего элемента [math]a[j] \ldots a[r][/math]. После этого сортировка завершается двумя рекурсивными вызовами.

Чтобы достичь поставленной цели, программа содержит ключи, равные разделяю- щему элементу, слева между l и p и справа между q и г. В разделяющем цикле, когда указатели просмотра перестают изменяться и выполняется обмен значениями i и j, она проверяет каждый из этих элементов на предмет равенства разделяюще- му элементу. Если элемент, который сейчас находится слева, равен разделяющему элементу, то при помощи операции обмена он помещается в левую часть масси- ва; если элемент, который сейчас находится справа, равен разделяющему элементу, то в результате операции обмена он помещается в правую часть массива. После того как указатели пересекутся, элементы, равные разделяющему элементу и находящиеся на разных концах массива, после операции обмена попадают в свои окончательные позиции. После этого указанные ключи могут быть исключены из подмассивов, для которых выполняются последующие рекурсивные вызовы.

  void quicksort(a: T[n], int l, int r)
     T v = a[r]
     if (r [math] \leqslant [/math] l)
        return
     int i = l
     int j = r - 1
     int p = l - 1
     int q = r
     while true 
        while (a[i++] < v)
        while (a[j--] > v)
        if (i == j)
           break
        if (i [math] \geqslant [/math] j)
           break
        swap(a[i], a[j])
        if (a[i] == v)
           p++
           swap(a[p], a[i])
        if (a[j] == v)
           q--
           swap(a[q], a[j])
     swap(a[i], a[r])
     j = i - 1
     i++
     for (int k = 1 ; k [math] \leqslant [/math] p; k++, j--) 
        swap(a[k],a[j])
     for (k = r-1; k [math] \geqslant [/math] q; k--, i++) 
        swap(a[k],a[i]) 
     quicksort(a, 1, j) 
     quicksort(a, i, r)

См. также

• Сортировка Шелла
• Сортировка кучей
• Сортировка слиянием
• Timsort
• Smoothsort

Источники информации

• Википедия — Быстрая сортировка
• Wikipedia — Quicksort
• Т. Кормен, Ч. Лейзерсон, Р. Ривест: Алгоритмы: построение и анализ глава 7
• Р. Седжвик: Фундаментальные алгоритмы на С++ части 1 - 4