Motivation Überblick

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1 Kap. ff: Untere Laufzeitschranke und Lineare Verfahren Professor Dr. Lehrstuhl für Algorithm Engineering, LS Fakultät für Informatik, TU Dortmund 8. VO DAP SS 009. Mai 009. Übungstest Termin: Di 9. Mai 009, Beginn: : Uhr (bitte um :00 Uhr anwesend sein) Ort: im Audi-Max (statt Vorlesung) Dauer: 0 Minuten Stoff: aus VO-Folien, Skript und Übungen bis Heap-Sort inklusive.. Realisierung von Priority Queues durch Heaps Ab ca. :0 Uhr: Vorlesung bis : Uhr Motivation Überblick Warum soll ich hier bleiben? Wir erfahren ein scheinbares Paradoxon Was genau ist damit gemeint? Gut aufpassen:-) Zuerst: Eine untere Laufzeitschranke für allgemeine Sortierverfahren Dann: Schnelle angepasste Sortierverfahren, die die obige Schranke schlagen Worst-Case Laufzeiten Θ(n ): Insertion-, Quick-, Selection-Sort Wie schnell kann ein allgemeines Sortierverfahren das Sortierproblem im Worst-Case bestenfalls lösen? Θ(n log n): Heap-Sort, Merge-Sort Besser? O(n)? NEIN!

2 Sortierproblem a a a n Permutation der Eingabeelemente Allgemeine Sortierverfahren Vergleich zweier Elementschlüssel Vertauschen zweier Elemente KEIN WISSEN ÜBER SCHLÜSSEL! a σ a σ a σn n! Permutationen 8 Allgemeine Sortierverfahren Allgemeine Sortierverfahren??? a m a l a k a m a l a k 9 0 Vergleichsentscheidung Entscheidungsfolge a m a k a a a a a a a a a m a k a k a m a a

3 Entscheidungsbaum Entscheidungsbaum Alle möglichen Entscheidungen des Algorithmus Knoten entspricht Vergleichsoperation Blatt ist Permutation der Eingabe Jede Permutation ist als Ergebnis möglich n! Blätter in Binärbaum Alle Permutationen Worst-Case Schlüsselvergleiche = Längster Weg von Wurzel zu Blatt Entscheidungsbaum Untere Laufzeitschranke Untere Schranke Laufzeit untere Schranke für Baumtiefe t Sei n. Ein Binärbaum der Tiefe t hat max. t Blätter t n! n t log n! = log i n/ log (n/) i= t = Ω(n log n) Jedes allgemeine Sortierverfahren benötigt mindestens Worst-Case Laufzeit Ω(n log n) Informationstheoretische untere Schranke Heap-Sort und Merge-Sort sind asymptotisch optimal Kap..: Lineare Sortierverfahren Hier: Elemente sind in Feld A[..n] Zugriffe auf Schlüssel via A[i] z.b.: Lineare Sortierverfahren Annahmen über Schlüsselmenge! Festes Alphabet (endlich) Folgen von Ziffern, Zeichen Ganze Zahlen Datum (Tag, Monat, Jahr) Nutze arithmetische Eigenschaften der Schlüssel, keine Vergleiche! 8 9

4 a a (Sortieren durch Fachverteilung) 0 a n Schlüssel aus festem Alphabet der Größe k Schlüssel als Index. Verteilungsphase. Sammelphase Schlüsselwerte Buckets für mögliche Schlüsselwerte Schlüssel als Index Phase I: Verteilungsphase Schlüssel in entsprechendes Bucket hängen Buckets als Liste/Queue Phase II: Sammelphase Durchlauf der Buckets nach aufsteigendem Index Hintereinanderhängen der Bucketlisten 0 Pseudo-Code von BucketSort procedure BUCKETSORT(ref A) { () Initialisiere Bucketfeld B // Größe k () for i :=,.., n do { // Verteilung () B[A[i]].put(A[i]) // Element in Bucketqueue () } () i := // Sammeln () for j := 0,.., k- do { //Jedes Bucket durchlaufen () while not B[j].isEmpty do { (8) A[i] := B[j].get() (9) i:= i+ Verteilungsphase Sammelphase 0 (0)}}} Variante für gleichverteilte Zahlen aus [0, ): n gleich große Buckets Lege A[i] in B[ na[i] ] Ungleiche Schlüssel in Bucket Insertion-Sort, erwartete Laufzeit: linear, weil nur weniger Zahlen pro Bucket (wegen Gleichverteilung) sehr einfach auch für reelle Zahlen Anpassung an Schlüssel (Indexmapping) Bucket-Feld über Wertebereich nur sinnvoll, falls dies nicht zu groß ist Stabil Laufzeit Θ(n+k)

5 Counting-Sort (Sortieren durch Abzählen, H. Seward 9) Schlüssel sind ganze Zahlen aus [0..k-] Nutze Werteanzahl als Index,,,,, 8,,,,,, 8,,, Counting-Sort Element mit Schlüssel i steht rechts von allen Elementen mit Schlüssel < i Schema: Zähle Vorkommen von Zahlen (Schlüssel) Summiere für Zahl i alle Vorkommen von Zahlen i Platziere Element mit Schlüssel i entsprechend 8 Pseudo-Code procedure COUNTINGSORT(ref A) { () Initialisiere Zählfeld C mit 0 // Größe k () for i := to n do C[A[i]] := C[A[i]]+//Zähle an Index () for i := to k- do C[i] := C[i]+C[i-] //Summiere auf () for i := n to do { () B[C[A[i]]] := A[i] // Eintragen in B () C[A[i]] := C[A[i]] // Runterzählen () } (8) Kopiere B nach A (9) } Beispiel Counting-Sort n = 0, k = A C n = 0, k = Beispiel Counting-Sort n = 0, k = Beispiel Counting-Sort A 9 8 A C C B 8 9

6 Counting-Sort Sehr einfach Schlüssel sind Zahlen Schlüssel und Anzahlen als Indizes Zählfeld der Größe k Nur sinnvoll falls nicht zu groß, z.b. Graphenalgorithmen Stabil Laufzeit Θ(n+k) Radix-Sort Schlüssel: Zahlen aus [0..b d -], Ziffernfolge zu einer Basis b Sortiere einzelne Ziffern der Schlüssel Bsp. Postleitzahlen: Radix-Sort Pseudo-Code Schema: Schlüssel Ziffernfolge Sortiere Ziffern einzeln und stabil von hinten nach vorne Nach wichtigster = erster Ziffer wird zuletzt sortiert Stabilität garantiert Erhalt der Vorsortierung nach i Ziffern procedure RADIXSORT(ref A, int digits) { for i := 0 to digits- do Benutze stabiles Sortierverfahren um A nach Stelle i zu sortieren } Beispiel Radix-Sort Radix-Sort 9 9 Laufzeit abhängig von stab. Sortierverf. Mit Counting-Sort: Θ(d(n+b)) Für d konstant, b = O(n): Linear in n 9 9 Basis Zifferextraktion, b = m Bitmanipulation abhängig von Software-/ Hardware-Unterstützung Nicht für kleine Eingabefolgen b << n 8 0

7 Varianten geht auch mit Zeichenfolge: Sortierung von Namen MSD: Most Significant Digits zuerst spare Laufzeit falls Daten schon nach wenigen Ziffern vollständig sortiert Mehrwege-Quick-Sort LSD: Least Significant Digits zuerst, aber nur auf z.b. erster Hälfte der Ziffern, Rest Insertion-Sort

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