Модификации кода и метода

Во-первых, из-за рекурсии и других "накладных расходов" Quicksort может оказаться не столь уж быстрой для коротких массивов. Поэтому, если в массиве меньше CUTOFF элементов (константа зависит от реализации, обычно равна от 3 до 40), вызывается сортировка вставками. Увеличение скорости может составлять до 15%.

Для проведения метода в жизнь можно модифицировать функцию quickSortR, заменив последние 2 строки на

if (j > CUTOFF) quickSortR(a, j); if (N > i + CUTOFF) quickSortR(a+i, N-i);

Таким образом, массивы из CUTOFF элементов и меньше досортировываться не будут, и в конце работы quickSortR() массив разделится на последовательные части из <=CUTOFF элементов, отсортированные друг относительно друга. Близкие элементы имеют близкие позиции, поэтому, аналогично сортировке Шелла, вызывается insertSort(), которая доводит процесс до конца.

template<class T>void qsortR(T *a, long size) { quickSortR(a, size-1); insertSort(a, size); // insertSortGuarded быстрее, но нужна функция setmax()}

Во-вторых, в случае явной рекурсии, как в программе выше, в стеке сохраняются не только границы подмассивов, но и ряд совершенно ненужных параметров, таких как локальные переменные. Если эмулировать стек программно, его размер можно уменьшить в несколько раз.

В-третьих, чем на более равные части будет делиться массив, тем лучше. Потому в качестве опорного целесообразно брать средний из трех, а если массив достаточно велик - то из девяти произвольных элементов.

В-четвертых, пусть входные последовательности очень плохи для алгоритма. Например, их специально подбирают, чтобы средний элемент оказывался каждый раз минимумом. Как сделать QuickSort устойчивой к такому "саботажу"? Очень просто - выбирать в качестве опорного случайный элемент входного массива. Тогда любые неприятные закономерности во входном потоке будут нейтрализованы. Другой вариант - переставить перед сортировкой элементы массива случайным образом.

В-пятых, быструю сортировку можно использовать и для двусвязных списков. Единственная проблема при этом - отсутствие непосредственного доступа к случайному элементу. Так что в качестве опорного приходится выбирать первый элемент, и либо надеяться на хорошие исходные данные, либо случайным образом переставить элементы перед сортировкой.

При использовании рекурсивного кода, подобного написанному выше, это будет означать n вложенных рекурсивных вызовов функции QuickSort.

Каждый рекурсивный вызов означает сохранение информации о текущем положении дел. Таким образом, сортировка требует O(n) дополнительной памяти в стеке. При достаточно большом n такое требование может привести к непредсказуемым последствиям.

Для исключения подобной ситуации можно заменить рекурсию на итерации, реализовав стек на основе массива. Процедура разделения будет выполняться в виде цикла.

Каждый раз, когда массив делится на две части, в стек будет направляться запрос на сортировку большей из них, а меньшая будет обрабатываться на следующей итерации. Запросы будут выбираться из стека по мере освобождения процедуры разделения от текущих задач. Сортировка заканчивает свою работу, когда запросы кончаются.

Псевдокод.

Итеративная QuickSort (массив a, размер size) {Положить в стек запрос на сортировку массива от 0 до size-1. do { Взять границы lb и ub текущего массива из стека. do { 1. Произвести операцию разделения над текущим массивом a[lb..ub]. 2. Отправить границы большей из получившихся частей в стек. 3. Передвинуть границы ub, lb чтобы они указывали на меньшую часть. } пока меньшая часть состоит из двух или более элементов } пока в стеке есть запросы}

Реализация на языке Си.

#define MAXSTACK 2048 // максимальный размер стекаtemplate<class T>void qSortI(T a[], long size) { long i, j; // указатели, участвующие в разделении long lb, ub; //границы сортируемого в цикле фрагмента long lbstack[MAXSTACK], ubstack[MAXSTACK]; // стек запросов /* каждый запрос задается парой значений, а именно: левой(lbstack) и правой(ubstack) границами промежутка*/ long stackpos = 1; // текущая позиция стека long ppos; // середина массива T pivot; // опорный элемент T temp; lbstack[1] = 0; ubstack[1] = size-1; do { lb = lbstack[ stackpos ]; // Взять границы lb и ub текущего массива из стека ub = ubstack[ stackpos ]; stackpos--; do { ppos = (lb + ub) >> 1; // Шаг 1. Разделение по элементу pivot i = lb; j = ub; pivot = a[ppos]; do { while (a[i] < pivot) i++; while (pivot < a[j]) j--; if (i <= j) { temp = a[i]; a[i] = a[j]; a[j] = temp; i++; j--; } } while (i <= j);/*Сейчас указатель i указывает на начало правого подмассива, j - на конец левого (см. иллюстрацию выше). Возможен случай, когда указатель i или j выходит за границу массива Шаги 2, 3. Отправляем большую часть в стек и двигаем lb, ub */ if (i < ppos) { // правая часть больше if (i < ub) { // если в ней больше 1 элемента - нужно stackpos++; // сортировать, запрос в стек lbstack[ stackpos ] = i; ubstack[ stackpos ] = ub; } ub = j; // следующая итерация разделения будет работать с левой частью } else { // левая часть больше if (j > lb) { stackpos++; lbstack[ stackpos ] = lb; ubstack[ stackpos ] = j; } lb = i; } } while (lb < ub); // пока в меньшей части более 1 элемента } while (stackpos!= 0); // пока есть запросы в стеке}

Размер стека при такой реализации всегда имеет порядок O(log n), так что указанного в MAXSTACK значения хватает с лихвой.

При работе этого алгоритма может встать проблема выбора «сторожевого элемента». Чтобы избежать этого, Д. Кнут предлагает «сжигать свечку с двух сторон» [2]. В этом случае элемент, который разделяет сортируемую последовательность, выявляется естественным образом.

Дата добавления: 2014-12-27