Теорема о нижней оценке для сортировки сравнениями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск

Сортировка сравнениями (англ. Comparison sort) — алгоритм сортировки, который совершает операции сравнения элементов, но никак не использует их внутреннюю структуру.

Теорема (о нижней оценке для сортировки сравнениями):
В худшем случае любой алгоритм сортировки сравнениями выполняет [math]\Omega(n \log n)[/math] сравнений, где [math]n[/math] — число сортируемых элементов.
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]
Пример дерева для алгоритма сортировки трех элементов.
Внутренний узел, помеченный как [math] i:j [/math], указывает сравнение между [math] a_{i} [/math] и [math] a_{j} [/math]. Лист, помеченный перестановкой [math] \left \langle \pi(1), \pi(2), \ldots , \pi(n) \right \rangle [/math], указывает упорядочение [math] a_{\pi(1)} \leqslant a_{\pi(2)} \leqslant \ldots \leqslant a_{\pi(n)} [/math].

Любому алгоритму сортировки сравнениями можно сопоставить дерево. В нем узлам соответствуют операции сравнения элементов, ребрам — переходы между состояниями алгоритма, а листьям — конечные перестановки элементов (соответствующие завершению алгоритма сортировки). Необходимо доказать, что высота такого дерева для любого алгоритма сортировки сравнениями не меньше чем [math]\Omega(n \log n)[/math], где [math]n[/math] — количество элементов.

Ограничимся рассмотрением сортировки перестановок [math]n[/math] элементов. При сравнении некоторых двух из них, существует два возможных исхода ([math]a_i \leqslant a_j[/math] и [math]a_i \gt a_j[/math]), значит, каждый узел дерева имеет не более двух сыновей. Всего существует [math]n![/math] различных перестановок [math]n[/math] элементов, значит, число листьев нашего дерева не менее [math]n![/math] (в противном случае некоторые перестановки были бы не достижимы из корня, а, значит, алгоритм не правильно работал бы на некоторых исходных данных).


Докажем, что двоичное дерево с не менее чем [math]n![/math] листьями имеет глубину [math]\Omega(n \log n)[/math]. Легко показать, что двоичное дерево высоты [math]h[/math] имеет не более чем [math]2^h[/math] листьев. Значит, имеем неравенство [math]n! \leqslant l \leqslant 2^h[/math], где [math]l[/math] — число листьев. Прологарифмировав его, получим:

[math] h \geqslant \log_2 n! = \log_2 1 + \log_2 2 + \ldots + \log_2 n \gt [/math] [math] \dfrac{n}{2} \log_2 \left(\dfrac{n}{2}\right) = \dfrac{n}{2}(\log_2 n - 1) = \Omega (n \log n)[/math]

Итак, для любого алгоритма сортировки сравнениями, существует такая перестановка, на которой он выполнит [math]\Omega(n \log n)[/math] сравнений.
[math]\triangleleft[/math]

Следствия[править]

Утверждение:
Пирамидальная сортировка и сортировка слиянием являются асимптотически оптимальными сортировками сравнением.
[math]\triangleright[/math]
Верхние границы [math] O(n \log n) [/math] времени работы пирамидальной сортировки и сортировки слиянием совпадают с нижней границей [math]\Omega(n \log n)[/math] для наихудшего случая из теоремы о нижней границе для сортировки сравнениями.
[math]\triangleleft[/math]
Утверждение:
Любая сортирующая сеть с $n$ нитями имеет размер $\Omega(n \log n)$.
[math]\triangleright[/math]

Каждый компаратор реализует одно сравнение двух элементов.

Поэтому сортирующая сеть является алгоритмом сортировки, который основан на сравнениях, при чем количества компараторов и сравнений в этом алгоритме совпадают. Значит, их $\Omega(n \log n)$
[math]\triangleleft[/math]
Утверждение:
Любая сортирующая сеть с $n$ нитями имеет глубину $\Omega(\log n)$.
[math]\triangleright[/math]

На каждом слое может быть не более $\dfrac{n}{2}$ компараторов, так как внутри одного слоя гнезда компаратора крепятся к разным нитям, а их $n$.

Пусть $d$ — количество слоев этой сети. Тогда количество компараторов $k \leqslant \dfrac{n}{2} \cdot d$

Теорема утверждает, что количество сравнений этого алгоритма (то есть количество компараторов) $k = \Omega(n\log n)$. Это означает, что найдется такая константа $c$, что $k \geqslant c \cdot n \log n$.

Таким образом $c \cdot n \log n \leqslant k \leqslant \dfrac{n}{2} \cdot d \Rightarrow c \cdot n \log n \leqslant \dfrac{n}{2}\cdot d \Rightarrow 2c\log n \leqslant d \Rightarrow d = \Omega(\log n)$
[math]\triangleleft[/math]
Утверждение:
Не существует алгоритма добавления элемента в упорядоченный массив с сохранением порядка, за истинное время $\mathcal{o}(\log n)$, где $n$ — количество элементов в массиве,
[math]\triangleright[/math]

Допустим, есть такой алгоритм. Тогда создадим пустой массив и будем последовательно добавлять в него элементы массива, который хотим отсортировать. В итоге на выходе алгоритма получим отсортированный массив.

Тогда сравнений будет $\mathcal{o}(\log 1 + \log 2 + \ldots + \log{(n-1)}) = \mathcal{o}(n\log n)$. Но теорема утверждает, что их должно быть $\Omega(n\log n)$.
[math]\triangleleft[/math]
Утверждение:
Не существует структуры данных, которая одновременно поддерживает добавление элементов и извлечение минимума за амортизированное время [math] \mathcal{o}(\log n) [/math].
[math]\triangleright[/math]

Если бы такая структура существовала, то с её помощью можно было бы отсортировать все элементы за амортизированное время [math]\mathcal{o}(n \log{n})[/math] — добавить все элементы, а затем извлечь минимальный [math]n[/math] раз. Можно заметить, что теореме даётся оценка на истинную нижнюю границу, а в данном утверждении фигурирует амортизированное время.

Но этот факт не является проблемой, так как амортизированное время [math] \mathcal{o}(\log n) [/math] на одну операцию в случае [math] n [/math] операций даст суммарное истинное время [math] \mathcal{o}(n \log n) [/math].
[math]\triangleleft[/math]

См. также[править]

Источники информации[править]