4878

Сортировка внешних данных. Сортировка прямым слиянием

Лекция

Информатика, кибернетика и программирование

Сортировка внешних данных. Сортировка прямым слиянием. Сортировка слиянием основывается на том факте, что при наличии двух отсортированных последовательностей можно реализовать вычислительно эффективный способ их слияния в единую отсортированную пос...

Русский

2012-11-28

62 KB

22 чел.

Сортировка внешних данных. Сортировка прямым слиянием.

Сортировка слиянием основывается на том факте, что при наличии двух отсортированных последовательностей можно реализовать вычислительно эффективный способ их слияния в единую отсортированную последовательность. Поскольку последовательность из одного элемента можно считать уже отсортированной, суть сортировки слиянием можно обобщить так: исходная последовательность разбивается на одноэлементные «куски», а затем они постепенно сливаются.

Рассмотрим процедуру слияния двух отсортированных последовательностей A и B размера Na и Nb соответственно в новую последовательность C длины Na+Nb. Суть процедуры заключается в повторяющемся выборе элемента, наименьшего из двух имеющихся в началах исходных массивов, и переносе этого элемента в конец выходной последовательности:

/ Функция реализуеут слияние массивов A и B размеров

// sizeA и sizeB в выходной массив C

void merge( const double * A, int sizeA

         , const double * B, int sizeB

         , double * C

         )

{

  int a = 0, b = 0; // Индексы текущих элементов в массивах A и B

  while( a + b < sizeA + sizeB ) // пока остались элементы в массивах

  {

     if ( ( b >= sizeB ) || ( ( a < sizeA ) && ( A[a] <= B[b] ) ) )

     {

        // Копируем элемент из массива A

        C[ a + b ] = A[a];

        ++a;

     }

     else 

     {

        // Копируем элемент из массива B

        C[ a + b ] = B[b];

        ++b;

     }

  }

}

Таким образом, сортировку слиянием можно описать в виде алгоритма:

- разбиваем входной массив на пары и осуществляем слияние каждой пары, получая отсортированные блоки длины 2 (при нечетном количестве элементов для последнего элемента парного не будет). Заметим, что пару элементов легко отсортировать, просто обменяв их местами (при необходимости), не осуществляя «честное» слияние одиночных элементов;

- разбиваем имеющиеся отсортированные блоки на пары и выполняем слияние блоков в новые блоки большей длины;

- если число отсортированных блоков больше 1, переходим к предыдущему шагу.

// Функция сортирует массив A из size элементов

void mergeSort( double * A, int size )

{

   if ( size < 2 )

      return; // сортировать нечего

   if ( size == 2 ) // два элемента проще поменять местами,

   {                // чем делать слияние

       if( A[0] > A[1] )

       {

          double tmp = A[0];

          A[0] = A[1];

          A[1] = tmp;

       }

       return;

   }

   

   // Рекурсивно сортируем обе половины массива

   mergeSort( A         , size/2        );

   mergeSort( A + size/2, size - size/2 );

   double * B = new double[ size ]; // временный массив для слияния

   // Слияние половин

   merge( A, size/2

        , A + size/2, size - size/2

        , B);

   // Копируем результат слияния в исходный массив:

   for ( int i = 0; i < size; ++i )

      A[i] = B[i];

   delete[] B; // удаляем временный массив

}

Оценивая количество сравнений, необходимых для сортировки слиянием, нетрудно получить оценку сложности алгоритма в O( N * log N ) в худшем случае, что говорит о том что этот алгоритм очень эффективен, однако его существенным недостатком является необходимость выделения значительного количества дополнительной памяти.

Сортировка внешних данных.

Все рассматриваемые нами алгоритмы сортировок работали в предположении, что вся исходная последовательность целиком помещается в памяти компьютера, и мы можем без каких-либо существенных проблем обращаться к произвольным её элементам по индексу. Кроме того, рассмотренные алгоритмы имеют дело с упорядочиванием ключей, при этом подразумевается, что эти ключи могут быть связаны с некоторыми крупными блоками данных – записями. Во многих случаях длина такой записи существенно превосходит размер ключа, что может приводить к большим издержкам при обмене записей местами, в этом случае оценка эффективности алгоритма должна обязательно учитывать не только число сравнений, но и число обменов.

Иногда все данные можно разместить в виртуальной памяти (физически размещенной на дисках), однако, расходы на осуществление операций обмена между оперативной памятью и дисками могут быть существенными. Поскольку реализация этих операций осуществляется операционной системой, зачастую нет возможностей повлиять на их эффективность. В результате, непосредственное использование всех рассмотренных алгоритмов сортировки на больших объемах данных оказывается непрактичным.

В подобных случаях применим другой подход. Допустим, во внешнем файле имеется последовательность из M элементов, которую необходимо отсортировать. Будем считать, что в оперативной памяти можно выделить место для хранения массива из N элементов, причем N много меньше M. Кроме того, будем считать, что в нашем распоряжении есть 4 «временных» файла A, B, C, D.

 На первом шаге прочитаем N записей из исходного файла в оперативную память и отсортируем их с помощью любой подходящей «внутренней» сортировки. Этот набор из N отсортированных записей перепишем во временный файл A. Затем прочитаем следующие N записей из исходного файла, отсортируем и поместим в файл B. Этот процесс продолжается, пока не кончатся элементы в исходном файле, причем отсортированные блоки по N элементов будем записывать поочередно в файлы A и B:

 

псевдокод

CreateBlocks (N)

{

  // N - размер создаваемых блоков

  currentFile = A

  while ( не достигнут конец входного файла )

  {

     read N записей из входного файла

     sort N записей

     if ( currentFile == A )

        currentFile = B

     else

        currentFile = A

     write N записей в currentFile

  }

}

 Теперь у нас есть 2 файла A и В, содержащие отсортированные блоки по N элементов, однако о порядке элементов в любых двух различных блоках сказать ничего нельзя. Далее начинаем с чтения первых половинок первых двух блоков в файлах A и B, по N/2 элементов из каждого, так, чтобы всего в памяти оказалось не более N элементов. Теперь применим процедуру слияния к считанным половинкам блоков в файл C. Когда обработка одного из блоков будет завершена, конец второго блока перепишем в файл C. После того, как слияние первых двух отрезков из файлов A и B будет завершено, следующие два отрезка сливаются в файл D. Далее процесс слияния продолжается с попеременной записью слитых отрезков в файлы C и D. В конце этого шага получим два файла, разбитые на отсортированные блоки длины 2N. Затем процесс повторяется, причем блоки читаются из файлов C и D, а слитые блоки (длины 4N) записываются поочередно в файлы A и B. Ясно, что в конце концов отрезки сольются в одну отсортированную последовательность в одном из файлов. Всего указанная процедура потребует log2( M / N ) проходов процесса слияния. Схема алгоритма слияния приведена ниже:

псевдокод

Merge (N)

{

  // N - размер исходных блоков

  size = S

  in1 = A

  in2 = B

  currentOut = C

  while ( не конец )

  {

     while ( блоки не кончились )

     {

        слить блок длины size из файла in1

           с блоком длины size из файла in2

           записав результат в файл currentOut

        if      ( currentOut == A )

           currentOut = B

        else if ( currentOut == B )

           currentOut = A

        else if ( currentOut == C )

           currentOut = D

        else if ( currentOut == D )

           currentOut = C

     }

     size = size * 2

     if ( in1 == A )

     {

        in1 = C

        in2 = D

        currentOut = A

     }

     else

     {

        in1 = A

        in2 = B

        currentOut = C

     }

  }

}


2

5

7

10

2

1

3

3

5

7

1

2

3

3

5

5

7

7

10

12

A

B

C


 

А также другие работы, которые могут Вас заинтересовать

78402. Ремонт дизеля. Ремонт коленчатых валов 105.34 KB
  Исправная работа коленчатого вала с подшипниками зависит от правильности укладки коленчатого вала состояния поверхности его шеек и вкладышей подачи смазки в нужном количестве и необходимого качества и других условий. Основными неисправностями коленчатых валов являются: излом вала по шейкам или щекам рис. трещины в шейках вала чаще по галтели задир шеек вала повышенная овальность коренных или шатунных шеек повреждения элементов соединения вала с антивибратором приводом насосов и распределительных валов изгиб вала. Причинами излома...
78403. КОРЕННЫЕ И ШАТУННЫЕ ПОДШИПНИКИ 59.58 KB
  Контроль состояния подшипников коленчатого вала осуществляют двумя методами: осмотром их состояния при техническом обслуживании и текущих ремонтах ТР; с помощью спектрального анализа масла. Увеличение содержания в масле свинца обнаруженное при спектральном анализе проб масла отбираемых на каждом текущем обслуживании ТО3 укажет на повышенный износ или выкрашивание баббита вкладышей коленчатого вала. На текущих ремонтах ТР2 производят внешний осмотр подшипников нижнего коленчатого вала с измерением щупом зазоров на масло и провисания...
78404. ЦИЛИНДРОВЫЕ КРЫШКИ И КЛАПАНЫ 61.76 KB
  При текущих ремонтах ТР2 и ТР3 крышки цилиндров снимают разбирают очищают от нагара и накипи и ремонтируют. Перед снятием крышки измеряют линейные размеры камеры сжатия с помощью приспособления рис 33 н зазор между крышкой и блоком по щупу у дизеля Д50 снимают форсунку н вместо нее устанавливают приспособление при положении поршня в нижней мертвой точке. Камеру сжатия регулируют толщиной прокладки между втулкой и крышкой цилиндра дизель 11Д45 или подрезкой торца крышки цилиндра дизель Д50.
78405. Неисправности насосов. Ремонт масляного насоса дизеля и его привода 138.18 KB
  В топливоподкачивающих насосах нарушается плотность сальникового уплотнения снижается подача из-за износа втулки вала возникают трещины в корпусе крышке и др. Ремонт масляного насоса дизеля и его привода Для снятия насоса с дизеля отсоединяют всасывающий и нагнетательный трубопроводы выпрессовывают конические штифты отворачивают гайки шпилек и снимают насос. Чтобы судить о степени износа зубьев зубчатых колес корпуса и подшипниковых планок перед разборкой насоса измеряют радиальный зазор между зубьями колес и корпусом насоса и осевой...
78406. Ремонт холодильников и теплообменников 176.34 KB
  Неисправностями секций холодильника являются течь по трубкам при обрыве и нарушении пайки загрязнение наружной и внутренней поверхностей секций. Течь трубок по месту пайки в коробку возникает при неправильном креплении секций колебании давлений и температуры воды и масла и размораживании секций зимой при резком открывании жалюзи. Снаружи секции покрываются пылью и грязью внутри масляных секций отлагаются механические частицы нагар и продукты окисления масла на водяных секциях накипь. Загрязнение секций ухудшает теплопередачу от трубок...
78408. Ремонт и зарядка аккумуляторной батареи 66.24 KB
  Неисправностями батареи являются: сульфитация и короткое замыкание пластин загрязнение электролита трещины в баках разрушение деревянных ящиков. Сульфитация пластин возникает в результате систематических недозаряда глубоких разрядов длительного пребывания батареи в разряженном состоянии применение электролита высокой плотности и загрязнения его вредными примесями. Загрязнение электролита примесями различных соединений металлов вследствие недостаточно чистых исходных материалов применяемых при приготовлении электролита или заливке...
78409. Ремонт электрических машин. Ремонт моторно-осевых подшипников 32.06 KB
  Буксы моторноосевых подшипников устанавливают болтами а скомплектованные вкладыши моторноосевых подшипников отправляют на мойку. Вкладыш моторноосевых подшипников клеймят и стягивают хомутами для сохранения парности обмывают в моечной машине и подают в специализированное ремонтное отделение. При ремонте моторноосевых подшипников тепловозов производят наплавку бронзовыми электродами ОЦС 4417 внутренней поверхности вкладышей и поверхности бортов а также электролитической меднение или наплавку наружной поверхности.