外部排序算法总结

一.内排总结

在之前博客里，博主已经介绍了各种内部排序算法的原理和C语言代码实现，不懂的朋友可以在同系列专栏里选择查看，今天介绍常见排序算法的最后一点，也就是外部排序。在此之前，我们先对外部排序的各种算法做一下简单的总结。

算法种类	时间复杂度（最好）	时间复杂度（最坏）	时间复杂度（平均）	空间复杂度	稳定性
折半插入排序	O(n)	O(n2 )	O(n2 )	O(1)	是
直接插入排序	O(n)	O(n2 )	O(n2 )	O(1)	是
希尔排序	----	----	----	O(1)	否
冒泡排序	O(n)	O(n2 )	O(n2 )	O(1)	是
快速排序	O(nlog2 n)	O(n2 )	O(nlog2 n)	O(log2 n)	否
简单选择排序	O(n2 )	O(n2 )	O(n2 )	O(1)	否
堆排序	O(nlog2 n)	O(nlog2 n)	O(nlog2 n)	O(1)	否
2路归并排序	O(nlog2 n)	O(nlog2 n)	O(nlog2 n)	O(n)	是
基数排序	O(d(n+r))	O(d(n+r))	O(d(n+r))	O®	是

针对每种排序算法的效率差别，我已经总结在上面的表格里了，同时我后面还写了一份针对408范围内的所有数据结果和算法的效率分析专项总结，大家可以期待一首。

二.外部排序

1.外排概念

前面介绍过的排序方法都是在内存中进行的(称为内部排序)。而在许多应用中，经常需要对大文件进行排序，因为文件中的记录很多，无法将整个文件复制进内存中进行排序。因此，需要将待排序的记录存储在外存上，排序时再把数据一部分一部分地调入内存进行排序，在排序过程中需要多次进行内存和外存之间的交换。这种排序方法就称为外部排序。

2.排序方法

文件通常是按块存储在磁盘上的，操作系统也是按块对磁盘上的信息进行读写的。因为磁盘读/写的机械动作所需的时间远远超过内存运算的时间(相比而言可以忽略不计)，因此在外部排序过程中的时间代价主要考虑访问磁盘的次数，即I/O次数。

外部排序通常采用归并排序法。它包括两个阶段:①根据内存缓冲区大小，将外存上的文件分成若干长度为l的子文件，依次读入内存并利用内部排序方法对它们进行排序，并将排序后得到的有序子文件重新写回外存，称这些有序子文件为归并段或顺串;②对这些归并段进行逐趟归并，使归并段(有序子文件)逐渐由小到大，直至得到整个有序文件为止。

3.举例说明

用上面这个例子来说明，我们假设左边是外存中的待排序序列，右边是我们的内存。（这里我们只是举例，实际上用到外部排序时，外存数据量非常庞大，这里只是演示。）这里涉及一部分操作系统的知识点，但都是计算机专业，应该都学过，内存的数据修改完之后是要写回外存的，所以我们这里有两个输入缓冲区和一个输出缓冲区，输入缓冲区用来读入磁盘数据，输出缓冲区用于把数据写回磁盘。

由于我们的外部排序是基于归并排序算法的，归并排序算法要求初始序列有序，所以这里我们在开始外部排序之前（或者说正式排序之前也就是叫预排序），我们需要构造初始有序序列。我们首先从磁盘读取两个块数据进入内存，然后在内存中对这两个块的数据进行某一种内部排序。

针对本例的前两个数据块，当排序结果写满一个输出缓冲区时，我们把输出缓冲区的数据写回外存。以此类推，预排序就是把外存的数据每两个块读入内存后排序，排序后写回结果。这里的几个块一读是基于内存中输入缓冲区的个数有关，它的选取和外部以及内部空间的大小有关。

预排序后的结果应该是这样的：

接下来我们的外存中就存在初始有序序列了，所以可以开始进行正常的归并排序了。这里注意，预排序是两个数据块一读，所以两个数据块就形成了一个初始子序列哦，这里只有8个初始子序列哦。接下来把子序列1和子序列2的第一块分别读入输入缓冲区，开始内部排序，还是一样，输出缓冲区已满我们就写回外存。这里还有一点注意哦，当某个时刻比如输入缓冲区1的数据完了，我们不是把输入缓冲区2的数据直接填到输出缓冲区，而是把原来子序列后面的数据块读入内存哦（假设我们这里使用的内部排序算法也是归并排序），这样两个子序列是不是又合并成了一个大的子序列。然后两个大的子序列又可以合并成一个更大的序列，直到最后只有一个序列表示我们外部排序完成。

4.效率分析

我们应该知道，这里影响时间效率的最大因素其实是I/O口的读取次数，内部排序的时间相较于I/O口的读取的读取时间是很少的。所以如果我们想要提高外部排序的时间效率，那么就得想办法减少I/O口的读取次数。

一般地， 对r个初始归并段，做k路平衡归并，归并树可用严格k叉树(即只有度为k与度为0的结点的k叉树)来表示。第一趟可将r个初始归并段归并为$\lceil r/k\rceil$ 个归并段，以后每趟归并将m个归并段归并成$\lceil m/k\rceil$个归并段,直至最后形成一个大的归并段为止。树的高度-1 =「logr1=归并趟数S。可见，只要增大归并路数k,或减少初始归并段
个数r，都能减少归并趟数s,进而减少读写磁盘的次数，达到提高外部排序速度的目的。

三.败者树

上节讨论过，增加归并路数k能减少归并趟数s，进而减少I/O次数。然而，增加归并路数k时，内部归并的时间将增加。做内部归并时，在k个元素中选择关键字最小的记录需要比较k-1次。每趟归并n个元素需要做(n-1)(k-1)次比较，s趟归并总共需要的比较次数随k增长而增长。因此内部归并时间亦随k的增长而增长。这将抵消由于增大k而减少外存访问次数所得到的效益。因此，不能使用普通的内部归并排序算法。为了使内部归并不受k的增大的影响，引入了败者树。 败者树是树形选择排序的一种变体，可视为一棵完全二叉树。k个叶结点分别存放k个归并段在归并过程中当前参加比较的记录，内部结点用来记忆左右子树中的“失败者”，而让胜者往上继续进行比较，一直到根结点。若比较两个数，大的为失败者、小的为胜利者，则根结点指向的数为最小数。

这是实现一个5路归并的败者树的例子。

可见，使用败者树后，内部归并的比较次数与k无关了。因此，只要内存空间允许，增大归并路数k将有效地减少归并树的高度，从而减少I/O次数，提高外部排序的速度。值得说明的是，归并路数k并不是越大越好。归并路数k增大时，相应地需要增加输入缓冲区的个数。若可供使用的内存空间不变，势必要减少每个输入缓冲区的容量，使得内存、外存交换数据的次数增大。当k值过大时，虽然归并趟数会减少，但读写外存的次数仍会增加。

四.置换-选择排序(生成初始序列)

减少初始归并段个数r也可以减少归并趟数S。若总的记录个数为n,每个归并段的长度为l,则归并段的个数r=「nll 1。采用内部排序方法得到的各个初始归并段长度都相同(除最后一段外)，它依赖于内部排序时可用内存工作区的大小。因此，必须探索新的方法，用来产生更长的初始归并段，这就是本节要介绍的置换-选择算法。

设初始待排文件为FI,初始归并段输出文件为FO，内存工作区为WA, FO和WA的初始状态为空，WA可容纳w个记录。置换选择算法的步骤如下:

• 1)从FI输入w个记录到工作区WA。
• 2)从WA中选出其中关键字取最小值的记录，记为MINIMAX记录。
• 3)将MINIMAX记录输出到FO中去。
• 4)若FI不空，则从FI输入下一个记录到WA中。
• 5)从WA中所有关键字比MINIMAX记录的关键字大的记录中选出最小关键字记录，作为新的MINIMAX记录。
• 6)重复3) ~5)，直至在WA中选不出新的MINIMAX记录为止，由此得到一个初始归并段，输出一个归并段的结束标志到FO中去。
• 7)重复2)~6)，直至WA为空。由此得到全部初始归并段。

五.最佳归并树

文件经过置换-选择排序后，得到的是长度不等的初始归并段。下 面讨论如何组织长度不等的初始归并段的归并顺序,使得I/O次数最少?假设由置换选择得到9个初始归并段,其长度(记录数)依次为9, 30, 12, 18,3, 17,2,6,24。现做3路平衡归并，其归并树如图8.16所示。在图左中，各叶结点表示一个初始归并段，上面的权值表示该归并段的长度，叶结点到根，的路径长度表示其参加归并的趟数，各非叶结点代表归并成的新归并段，根结点表示最终生成的归并段。树的带权路径长度WPL为归并过程中的总读记录数，故I/O次数= 2xWPL = 484。

显然，归并方案不同，所得归并树亦不同，树的带权路径长度(I/O次数)亦不同。为了优化归并树的WPL，可以将哈夫曼树的思想推广到m叉树的情形，在归并树中，让记录数少的初始归并段最先归并，记录数多的初始归并段最晚归并，就可以建立总的I/O次数最少的最佳归并树。上述9个初始归并段可构造成一棵如图右所示的归并树，按此树进行归并，仅需对外存进行446次读/写，这棵归并树便称为最佳归并树。

六.总结

好了，到这里408范围内的数据结构和算法部分我们已经学完了，接下来转战计算机网络和操作系统部分。