перест( Остаток, Остаток1). % Перестановка в хвосте
Еще один простой алгоритм сортировки называется сортировкой
со вставками. Он основан на следующей идее:
Для того, чтобы упорядочить непустой список
L = [X | Хв]
, необходимо:
(1) Упорядочить хвост
Хв
списка
L
.
(2) Вставить голову
X
списка
L
в упорядоченный хвост, поместив ее в такое место, чтобы получившийся список остался упорядоченным. Список отсортирован.
Этот алгоритм транслируется в следующую процедуру
вставсорт
на Прологе:
вставсорт([], []).
вставсорт( [X | Хв], УпорСпис) :-
вставсорт( Хв, УпорХв), % Сортировка хвоста
встав( X, УпорХв, УпорСпис).
% Вставить X на нужное место
встав( X, [Y | УпорСпис], [Y | УпорСпис1]):-
больше( X, Y), !,
встав( X, УпорСпис, УпорСпис1).
встав( X, УпорСпис, [X | УпорСпис] ).
Рис. 9.1. Сортировка списка процедурой
быстрсорт
.
Процедуры сортировки
пузырек
и
вставсорт
просты, но не эффективны. Из этих двух процедур процедура со вставками более эффективна, однако среднее время, необходимое для сортировки списка длиной n процедурой
вставсорт
, возрастает с ростом n пропорционально n². Поэтому для длинных списков значительно лучше работает алгоритм быстрой сортировки, основанный на следующей идее (рис. 9.1):
Для того, чтобы упорядочить непустой список
L
, необходимо:
(1) Удалить из списка
L
какой-нибудь элемент
X
и разбить оставшуюся часть на два списка, называемые
Меньш
и
Больш
, следующим образом: все элементы большие, чем
X
, принадлежат списку
Больш
, остальные — списку
Меньш
.
(2) Отсортировать список
Меньш
, результат — список
УпорМеньш
.
(3) Отсортировать список
Больш
, результат — список
УпорБольш
.
(4) Получить результирующий упорядоченный список как конкатенацию списков
УпорМеньш
и
[ X | УпорБольш]
.
Заметим, что если исходный список пуст, то результатом сортировки также будет пустой список. Реализация быстрой сортировки на Прологе показана на рис. 9.2. Здесь в качестве элемента X, удаляемого из списка, всегда выбирается
просто голова этого списка. Разбиение на два списка запрограммировано как отношение с четырьмя аргументами:
разбиение( X, L, Больш, Меньш).
Временная сложность нашего алгоритма зависит от того, насколько нам повезет при разбиении сортируемого списка. Если списки всегда разбиваются на два списка примерно равной длины, то процедура сортировки имеет временную сложность порядка n log n, где n — длина исходного списка. Если же, наоборот, разбиение всегда приводит к тому, что один из списков оказывается значительно больше другого, то сложность будет порядка n². Анализ показывает, что, к счастью, средняя производительность быстрой сортировки ближе к лучшему случаю, чем к худшему.
Программу, показанную на рис. 9.2, можно усовершенствовать, если реализовать операцию конкатенации более эффективно. Напомним, что конкатенация становится тривиальной операцией после применения разностного представления списков, введенного в гл. 8. Для того, чтобы использовать эту идею в нашей процедуре сортировки, нужно представить встречающиеся в ней списки в форме пар вида