|
Dasturlash asoslar
|
| bet | 8/10 | | Sana | 14.05.2024 | | Hajmi | 0,66 Mb. | | #230790 |
Bog'liq Massiv kurs ishiTez saralash. O(n log n) vaqtda bajariladigan, ichki saralash usullarining eng samaradori bo‘lib hisoblangan tez tartiblashni ko‘rib chiqamiz. Bu algoritmda massivning A[1],...,A[n] elementlarini tartiblash uchun bu elementlardan massiv elementlari unga nisbatan tartiblanadigan tayanch element sifatida v kalitning qandaydir qiymati tanlanadi. Qulaylik uchun, tayanch element sifatida kalit qiymatlari taqsimotining medianaga eng yaqin bo‘lganini tanlab olish zarur. Chunki, tayanch element kalit qiymatlarini deyarli teng ikki qismga ajratadi. Keyin massiv elementlari shunday joylashtiriladiki, qandaydir j indeks uchun barcha A[1], ..., A[j] keltirilgan elementlar υ dan kichik kalit qiymatlarga, A[j+1], ..., A[n] barcha elementlari υ ga teng yoki katta kalit qiymatlarga ega bo‘ladi. Keyin tez tartiblash protsedurasi A[1], .... A[j] va A[j+1], ..., A[n] elementlar to‘plamiga bu to‘plamlarni alohida tartiblash uchun rekursiv ishlatiladi. Birinchi to‘plamning kalit qiymatlari ikkinchi to‘plamning kalit qiymatlaridan kichik bo‘lgani uchun boshlang‘ich massiv to‘g‘ri tartiblanadi.
“Cho‘ntak” saralash. Ko‘p hollarda O(n log n) dan kam bo‘lgan tartiblash vaqtini olish mumkin, lekin tartiblanayotgan kalitlar haqida qo‘shimcha ma’lumot kerak bo‘ladi. 4-misol. Faraz qilamiz, kalit qiymatlar 1 dan to n gacha bo‘lgan butun sonlar bo‘lib hisoblansin, ular takrorlanmaydi va tartiblanayotgan elementlar soni ham n ga teng. Agar A va V orqali aggau[1..n] of recordtype massivni ifodalansa, tartiblanishi kerak bo‘lgan n ta element birinchi A massivda joylashadi, u holda V massivga kalitlarni quyidagi qiymatlarda navbatma-navbat joylashtirib borishni tashkillashtirish mumkin: for i:= 1 to n do V[A[i].key]:= A[i]; (4) Bu kod A[i] element V massivning qaerida joylashishini hisoblab beradi.
Butun bir sikl O(n) vaqt tartibiga ega va barcha kalitlar qiymatlari turli xil bo‘lganda va 1 dan to n intervaldagi butun sonlar bo‘lganda yaxshi ishlaydi. O(n) vaqtda A massiv elementlarini, lekin ikkinchi V massivni ishlatmasdan tartiblaydigan boshqa usullar ham mavjud. Navbatma-navbat A[1], ..., A[n] elementlarga murojaat qilamiz. Agar A[i] yacheyka j kalitga ega bo‘lsa va j≠i bo‘lsa, u holda A[i] va A[j] yacheykalardagi yozuvlar o‘rnini almashtiradi. Agar bu almashtirishdan keyin A[i] yacheyka k kalitga ega bo‘lsa va k≠i bo‘lsa, u holda A[i] va A[k] orasida o‘rin almashtirishlar bo‘ladi va h.k. Har bir o‘rin almashtirish hech bo‘lmaganda bitta yozuvni kerakli tartibda joylashtiradi. SHuning uchun A massiv elementlarini tartiblaydigan ushbu algoritm O(n) bajarilish vaqtiga ega bo‘ladi. for i:= 1 to n do while A[i].key <> i do swap(A[i], A[A[i].key]); (4) dastur — bu «cho‘ntak» saralashga oddiy misol, bu erda aniqlangan qiymatli kalitlarni saqlash uchun «cho‘ntak» lar ishlatadi. Berilgan yozuv r qiymatli kalitga ega bo‘lsa, u holda bu yozuvni yozuvlar uchun «cho‘ntak»ga joylashtiramiz. Dasturda (4) «cho‘ntak» bo‘lib V massivning elementlari hisoblanadi, bu erda B[i] – i qiymatli kalitga ega bo‘lgan yozuvlar uchun «cho‘ntak». «Cho‘ntak» sifatidagi massivlarin faqat oddiy hollarda ishlatish mumkin (bitta «cho‘ntak»da bittadan ortiq yozuv bo‘lmagan taqdirda). Bundan tashqari, massivlarni «cho‘ntak» lar sifatida ishlatishda «cho‘ntak» ichida elementlarni tartiblash zaruriyati paydo bo‘lmaydi, chunki bitta «cho‘ntak» bittadan ko‘p bo‘lmagan yozuvdan iborat, algoritm shunday yaratilganki, massivdagi elementlar to‘g‘ri tartibda joylashadi. Lekin umumiy holda bitta «cho‘ntak» da bir nechta yozuvlarni saqlash, shuningdek bir nechta «cho‘ntak»larni bittaga birlashtirish mumkinligini e’tiborga olish kerak. Aniqlik uchun A massiv elementlari recordtype ma’lumotlar turiga, yozuv kalitlari esa – keytype turiga ega deb hisoblaymiz.
Recordtype turidagi ro’yxat elementlarini listtype (ro‘yxat turi) ma’lumotlar turi orqali ifodalab olamiz. Listtype turi ro’yxatning ixtiyoriy turi bo‘lishi mumkin, lekin hozirgi holatda bizga ko‘proq bog‘langan ro‘yxatlar to‘g‘ri keladi. Ro‘yxatning umumiy uzunligi fiksirlangan va n ga teng deb faraq qilishimiz mumkin. Shuningdek array[keytype] of listtype turidagi V massiv ham kerak. Bu ro‘yxatlarni saqlovchi massiv «cho‘ntak»i bo‘lib hisoblanadi. V massivning indeksi keytype ma’lumotlar turiga ega, chunki bu massivning har bir elementi kalitning bitta qiymatiga mos keladi. SHunday qilib, 9-dasturni umumlashtirish mumkin, chunki endi «cho‘ntak»lar keraklicha hajmga ega. «Cho‘ntak»larni qanday birlashtirish mumkinligini ko‘rib chiqamiz. a1, a2, .... ai va b1, b2, … bj ro‘yxatlar ustida ro‘yxatlar konkatenatsiyasi operatsiyasini bajarish kerak, natijada a1, a2, .... ai i b1, b2, … bj ro‘yxatga ega bo‘lamiz. L1L2, ro‘yxatlarning birlashmasidan hosil bo‘lgan L1 ro‘yxatni egallovchi konkatenatsiya CONCATENATED(L1, L2) operatsiyasini tadbiq etish uchun ro‘yxatlarning ixtiyoriy ifodalanishidan foydalanish mumkin. Ro‘yxat sarlavhalariga qo‘shishda konkatenatsiya operatori yanada samarali bajarilishi uchun ro‘yxatning oxirgi elementlariga ko‘rsatkichlarni ishlatish mumkin. 2.2 2-rasmda Punktir chiziqlar bilan L1 i L2 ro‘yxatlarni bitta L1 ro‘yxatga konkatenatsiyasida o‘zgargan ko‘rsatkichlar ko‘rsatilgan. Endi yozuvlarning «cho‘ntak» saralashining dasturin tuzsak bo‘ladi. Bu dastur 5-dasturda ko‘rsatilgan, dastur ro‘yxatlar ustida bajariladigan bazaviy operatorlarni ishlatib tuzilgan. 5-dastur. binsort dasturi (cho‘ntak saralash) procedure binsort; {A massiv elementlarini tartiblaydi, tartiblangan ro‘yxatni V[lowkey] «cho‘ntak»ga yozadi} var i: integer; v: keytype; begin {"cho‘ntak"ka yozuvlarni kiritish boshlanadi} (1) for i:= 1 to n do { A[i] elementni «cho‘ntak» boshiga joylashtirish} (2) INSERT(A[i], FIRST(B[A[i].key]), B[A[i].key]); (3) for v:= succ(lowkey) to highkey do (4) CONCATENATE(B[lowkey] , B[v]) end; { binsort }
Taqqoslanma saralashlarning bajarilish vaqtlari. Qo‘yish usuli. Agar ichki siklga qarasak yozuvlarning tartiblangan qismiga qo‘shilgan element qolgan elementlardan kichik bo‘lsa operasiyalar eng ko‘p bajariladi. Bu holda location o‘zgaruvchisi 0 ga teng bo‘lganda sikl o‘z ishini tugatadi. SHuning uchun yangi element massiv boshiga qo‘shilganda algoritm eng ko‘p bajariladi. Bunday holat joriy massivning elementlari kamayish tartibida joylashgan bo‘lsa bo‘lishi mumkin. Bu yomon holatlardan biridir. Bunday massivni qayta ishlash jarayoni qanday bo‘lishini ko‘rib chiqamiz. Birinchi massivning ikkinchi elementi qo‘yiladi. U faqat bitta element bilan solishtiriladi. Ikkinchi qo‘yiladigan element (tartib buyicha uchinchi) oldingi ikkita element bilan, uchinchi qo‘yilgan element oldingi uchta element bilan solishtiriladi. Umuman olganda i - qo‘yiladigan element oldingi i ta element bilan solishtiriladi va bu jarayon N-1 marta takrorlanadi.
|
| |
