快速排序

分治

快速排序与归并排序的分治之间的不同：
归并排序的计算量主要消耗于有序子向量的归并操作，而子向量的划分却几乎不费时间；
快速排序恰好相反，它可以在O(1)时间内，由子问题的解直接得到原问题的解；但为了将原问题划分为两个子问题，却需要O(n)时间。

快速排序虽然能够确保划分出来的子任务彼此独立，并且其规模总和保持渐进不变，却不能保证两个子任务的规模大体相当（容易造成不平衡的情况）。

轴点

考查任一向量区间S[lo, hi)。对于任何lo <= mi < hi，以元素S[mi]为界，都可分割出前、后两个子向量S[lo, mi)和S(mi, hi)。若S[lo, mi)中的元素均不大于S[mi]，且S(mi, hi)中的元素均不小于S[mi]，则元素S[mi]称作向量S的一个轴点。

向量S经排序可转化为有序向量S'，轴点位置mi必然满足：
a)S[mi] = S'[mi]；
b)S[lo, mi) 和S'[lo, mi)；
c)S(mi, hi) 和S'(mi, hi)；

采用分治策略，递归地利用轴点的以上特性，便可完成原向量的整体排序。

快速排序算法

轴点的位置一旦确定，则只需以轴点为界，分别递归地对前、后子向量实施快速排序；子向量的排序结果就地返回之后，原向量的整体排序即告完成。

template <typename T>	//向量快速排序
void vector<T>::quickSort ( Rank lo，Rank hi ) { //0 <= lo < hi <= sizeif ( hi - lo < 2 ) return;	//单元素区间自然有序，否则...Rank mi = partition ( lo， hi - 1 );	//在[lo， hi - 1]内构造轴点quickSort ( lo，mi );	//对前缀递归排序quickSort ( mi + 1, hi );	//对后缀递归排序
}

算法的核心与关键在于 ：轴点构造算法partition() 的实现

快速划分算法

任一元素作为轴点的必要条件之一是，其在初始向量S与排序后有序向量S'中的秩应当相同。
只要向量中所有元素都是错位的，即所谓的错排序列。则任何元素都不可能是轴点。若保持原向量的次序不变，则不能保证总是能够找到轴点。

为在区间[lo, hi]内构造出一个轴点，首先需要任取某一元素m作为“培养对象”。

如图(a)所示，不妨取首元素 m = S[lo] 作为候选，将其从向量中取出并做备份，腾出的空闲单元便于其它元素的位置调整。然后如图(b)所示，不断试图移动lo和hi，使之相互靠拢。当然，整个移动过程中，需始终保证lo（hi）左侧（右侧）的元素均不大于（不小于）m。
最后如图( c)所示，当lo与hi彼此重合时，只需将原备份的m回填至这一位置，则S[lo = hi]= m便成为一个名副其实的轴点。

以上过程在构造出轴点的同时，也按照相对于轴点的大小关系，将原向量划分为左、右两个子向量，故亦称作快速划分算法。

template <typename T>	//轴点构造算法∶通过调整元素位置构造区间[lo，hi]的轴点，并返回其秩
Rank Vector<T>::partition ( Rank lo，Rank hi ) {	//版本A︰基本形式swap ( _elem[lo], _elem[lo + rand() % ( hi - lo + 1 ) ] );	//任选一个元素与首元素交换T pivot = _elem[lo];	//以首元素为候选轴点——经以上交换，等效于随机选取while ( lo < hi ) { //从向量的两端交替地向中间扫描while ( ( lo < hi ) && ( pivot <= _elem[hi] ) )	//在不小于pivot的前提下hi--;	//向左拓展右端子向量_elem[lo] = _elem[hi];	//小于pivot者归入左侧子序列while ( ( lo < hi ) && ( _elem[lo] <= pivot ) )	//在不大于pivot的前提下lo++;	//向右拓展左端子向量_elem[hi] = _elem[lo];	//大于pivot者归入右侧子序列}	//assert: lo == hi_elem[ lo] = pivot;	//将备份的轴点记录置于前、后子向量之间return lo;	//返回轴点的秩
}

过程
算法的主体框架为循环迭代；主循环的内部，通过两轮迭代交替地移动lo和hi。

如图(a)所示。反复地将候选轴点pivot与当前的_elem[hi]做比较，只要前者不大于后者，就不断向左移动hi（除非hi即将越过lo）；
hi无法移动继续时，当如图(b)所示。
接下来如图( c )所示，将 _elem[hi] 转移至 _elem[lo]，并归入左侧子向量。
随后对称地，将_elem[lo]与pivot做比较，只要前者不大于后者，就不断向右移动lo（除非lo即将越过hi）
lo无法继续移动时，当如图(d)所示。
接下来如图(e)所示，将_elem[lo]转移至_elem[hi]，并归入右侧子向量。

如此实现的快速排序算法并不稳定。
该算法的运行时间线性正比于被移动元素的数目，线性正比于原向量的规模O(hi - lo)

复杂度

最坏情况： 若每次都是简单地选择最左端元素_elem[lo]作为候选轴点，则对于完全（或几乎完全）有序的输入向量，每次（或几乎每次）划分的结果都是如此：T(n) = T(n - 2) + 2∙O(n) = ... = T(0) + n∙O(n) = O(n^2 )
效率低到与起泡排序相近。

平均运行时间
在大多数情况下，快速排序算法的平均效率依然可以达到O(nlogn)；而且较之其它排序算法，其时间复杂度中的常系数更小。

改进

partition()算法的版本A对此类输入的处理完全等效于此前所举的最坏情况。
事实上对于此类向量，主循环内部前一子循环的条件中“pivot <= _elem[hi]”形同虚设，故该子循环将持续执行，直至“lo < hi”不再满足。当然，在此之后另一内循环及主循环也将随即结束。

可以在每次深入递归之前做统一核验，若确属退化情况，则无需继续递归而直接返回。但在重复元素不多时，如此不仅不能改进性能，反而会增加额外的计算量，总体权衡后得不偿失。

template <typename T>	//轴点构造算法︰通过调整元素位置构造区间[lo，hi]的轴点，并返回其秩
Rank Vector<T>: : partition ( Rank lo，Rank hi ) {	//版本B∶可优化处理多个关键码雷同的退化情况swap ( _elem[lo]，_elem[lo + rand() % ( hi - lo + 1 ) 〕);//任选一个元素与首元素交换T pivot = _elem[lo];	//以首元素为候选轴点——经以上交换，等效于随机选取while ( lo < hi ) { //从向量的两端交替地向中间扫描while ( lo < hi )if ( pivot < _elem[hi] )	//在大于pivot的前提下hi--;	//向左拓展右端子向量else //直至遇到不大于pivot者{ _elem[lo++] =_elem[hi]; break; }//将其归入左端子向量while ( lo < hi )if ( _elem[ lo] < pivot )	//在小于pivot的前提下lo++;	//向右拓展左端子向量else 	//直至遇到不小于pivot者{ _elem[hi--] = _elem[ lo]; break; }	//将其归入右端子向量}	// assert: lo == hi_elem[lo] = pivot; //将备份的轴点记录置于前、后子向量之间return lo;	//返回轴点的秩
}

一旦遇到重复元素，右端子向量随即终止拓展，并将右端重复元素转移至左端。

较之版本A，版本B主要是调整了两个内循环的终止条件。以前一内循环为例，原条件：pivot <= _elem[hi] 改为了：pivot < _elem[hi]。

性能
对于由重复元素构成的输入向量，版本B将交替地将右（左）侧元素转移至左（右）侧，并最终恰好将轴点置于正中央的位置。
意味着，退化的输入向量能够始终被均衡的切分，如此反而转为最好情况，排序所需时间为O(nlogn)。

选取与中位数

从与这组元素对应的有序序列S中，找出秩为k的元素S[k]，故称作选取问题。若将目标元素的秩记作k，则亦称作k-选取。

中位数：在长度为n的有序序列S中，位序居中的元素 S[n/2] 向上取整称作中值或中位数。
即便对于尚未排序的序列，也可定义中位数——也就是在对原数据集排序之后，对应的有序序列的中位数。

蛮力算法

对所有元素做排序，将其转换为有序序列S；于是，S[n/2]便是所要找的中位数。
最坏情况下需要O(nlogn)时间。
因此，基于该算法的任何分治算法，时间复杂度都会不低于：T(n) = nlogn + 2∙T(n/2) = O(n log^2 n)。

如何在避免全排序的前提下，在 o(nlogn) 时间内找出中位数？

众数

在任一无序向量A中，若有一半以上元素的数值同为m，则将m称作A的众数。

若众数存在，则必然同时也是中位数。
否则，在对应的有序向量中，总数超过半数的众数必然被中位数分隔为非空的两组——与向量的有序性相悖。

template <typename T> bool majority ( Vector<T> A, T& maj ) {	//众数查找算法∶T可比较可判等maj = majEleCandidate ( A );	//必要性:选出候选者majreturn majEleCheck ( A, maj );	//充分性:验证maj是否的确当选
}

设 P 为向量A 中长度为 2m 的 前缀。若元素x 在P 中恰好出现m 次，则A有众数仅当后缀 A-P拥有众数，且 A-P 的众数就是A 的众数。

实现： 自左向右地扫描一遍整个向量，即可唯一确定满足如上必要条件的某个候选者。
若A的众数就是x，则在剪除前缀P之后，x与非众数均减少相同的数目，二者数目的差距在后缀A-P中保持不变。
反过来，若A的众数为 y!= x，则在剪除前缀P之后，y减少的数目也不致多于非众数减少的数目，二者数目的差距在后缀A-P中也不会缩小。

template <typename T> T majElecandidate ( Vector<T>A ) {//选出具备必要条件的众数候选者T maj;//众数候选者
//线性扫描:借助计数器c，记录maj与其它元素的数量差额for ( int c = 0, i = 0; i < A.size(); i++ )if ( 0 == c ) {	//每当c归零，都意味着此时的前缀P可以剪除maj = A[i]; c = 1;	//众数候选者改为新的当前元素}else //否则maj == A[i] ? c++ : c--;	//相应地更新差额计数器return maj; //至此，原向量的众数若存在，则只能是maj——尽管反之不然
}

其中，变量 maj 始终为当前前缀中出现次数不少于一半的某个元素；c则始终记录该元素与其它元素的数目之差。
一旦c归零，则意味着如图(b)所示，在当前向量中找到了一个可剪除的前缀P。在剪除该前缀之后，问题范围将相应地缩小至A-P。此后，只需将maj重新初始化为后缀A-P的首元素，并令c = 1，即可继续重复上述迭代过程。

归并向量的中位数

任给有序向量 $S_1$ 和 $S_2$ ，如何找出它们归并后所得有序向量 $S=S_1\cup S_2$ 的中位数？

蛮力算法

//中位数算法蛮力版∶效率低，仅适用于max(n1, n2)较小的情况
template <typename T>	//子向量s1[lo1，lo1 + n1)和s2[1o2，lo2 + n2)分别有序，数据项可能重复
T trivialMedian ( Vector<T>& S1，int lo1， int n1，Vector<T>& S2，int lo2，int n2 ) {int hi1 = lo1 + n1, hi2 = lo2 + n2;Vector<T> S;	//将两个有序子向量归并为一个有序向量while ( ( lo1 < hi1 ) &&( lo2 < hi2 ) ) {while ( ( lo1 < hi1 ) && s1[lo1] <= S2[lo2] ) S.insert( S1[lo1 ++] );while ( ( lo2 < hi2 ) && S2[lo2] <= S1[1o1] ) S.insert( S2[lo2 ++] );}while ( lo1 < hi1 ) s.insert ( s1[lo1 ++] );while ( lo2 < hi2 ) s.insert ( s1[lo2 ++] );return S[ ( n1 + n2 ) / 2];	//直接返回归并向量的中位数
}

诚然，有序向量S中的元素 S[(n 1 + n 2 )/2] 即为中位数，但若按代码中蛮力算法 trivialMedian() 将二者归并，则需花费 $O(n_1+n_2)$ 时间。这一效率虽不算太低，但未能充分利用“两个子向量已经有序”的条件。

减而治之
考查 $S_1$ 的中位数 $m_1=S_1[n/2]$ 和 $S_2$ 的逆向中位数 $m_2=S_2[n/2-1]=S_2[(n-1)/2]$，并比较其大小。
n为偶数和奇数的情况，分别如图(a)和图(b)所示。

若 $m_1=m_2$ ，则在 $S=S_1\cup S_2$ 中，各有 n / 2 + (n / 2 - 1) = n - 1个元素不大于和不小于它们，故 m1 和 m2 就是 S 的中位数；
若 $m_1<m_2$ ，则意味着在S中各有n/2个元素（图中以灰色示意）不大于和不小于它们。可见，这些元素或者不是S的中位数，或者与 m1 或 m2 同为S的中位数。

综合以上分析，只需进行一次比较，即可将原问题的规模缩减大致一半。
整个算法呈线性递归的形式，递归深度不超过 log2 n，每一递归实例仅需常数时间，故总体时间复杂度仅为O(logn)——这一效率远远高于蛮力算法。

template <typename T>	//序列s1[lo1，lo1 + n)和S2[1lo2，lo2 + n)分别有序，n > 0，数据项可能重复
T median ( Vector<T>& s1, int lo1,Vector<T>& s2, int lo2, int n ) { //中位数算法（高效版)if ( n < 3 ) return trivialMedian ( s1, lo1, n, s2, lo2, n );//递归基int mi1 = lo1 + n / 2, mi2 = lo2+ ( n - 1 ) / 2;//长度（接近）减半if ( s1[mi1] < s2[mi2] )return median ( s1, mi1, s2, lo2, n + lo1 - mi1 );//取s1右半、s2左半else if ( s1[mi1] > s2[mi2] )return median ( s1, lo1,s2, mi2, n + lo2 - mi2 );//取s1左半、s2右半elsereturn s1[mi1];

基于优先级队列的选取

蛮力算法效率低的原因：一组元素中第k大的元所包含的信息量，远远少于经过全排序后得到的整个有序序列。花费足以全排序的计算成本，却仅得到了少量的局部信息。

只需获取原数据集的局部信息——优先级队列结构

基于堆结构的选取算法大致有三种。

第一种算法如图(a1)所示。首先，花费O(n)时间将全体元素组织为一个小顶堆；然后，经过k次delMin()操作，则如图(a2)所示得到位序为k的元素。
算法的运行时间为：O(n) + k∙O(logn) = O(n + klogn)

第二种算法如图(b)所示。任取k个元素，并在O(k)时间以内将其组织为大顶堆。然后将剩余的n - k个元素逐个插入堆中；每插入一个，随即删除堆顶，以使堆的规模恢复为k。待所有元素处理完毕之后，堆顶即为目标元素。
算法的运行时间为：O(k) + 2(n - k)∙O(log k) = O(k + 2(n - k)log k)

第三种算法如图(c )所示。首先将全体元素分为两组，分别构建一个规模为n - k的小顶堆G和一个规模为k的大顶堆H。接下来，反复比较它们的堆顶g和h，只要g < h，则将二者交换，并重新调整两个堆。如此，G的堆顶g将持续增大，H的堆顶h将持续减小。当g >= h时，h即为所要找的元素。
算法的运行时间为：O(n - k) + O(k) + min(k, n - k)∙2∙(O(log k + log(n - k)))

在目标元素的秩很小或很大（即|n/2 - k| ≈ n/2）时，上述算法的性能都还不错。
k ≈ 0 时，前两种算法均只需O(n)时间。然而，当 k ≈ n/2 时，以上算法的复杂度均退化至蛮力算法的O(nlogn)。

基于快速划分的选取

逐步逼近
首先，调用算法partition()构造向量A的一个轴点A[i] = x。若i =k，则该轴点恰好就是待选取的目标元素，即可直接将其返回。
反之，若如图所示 i != k。

如图(a)，k < i，则选取的目标元素不可能（仅）来自于处于x右侧、不小于x的子向量（白色）G中。此时，不妨将子向量G剪除，然后递归地在剩余区间继续做k-选取。

如图(b)，i < k，则选取的目标元素不可能（仅）来自于处于x左侧、不大于x的子向量（白色）L中。同理，此时也可将子向量L剪除，然后递归地在剩余区间继续做 (k - i)-选取。

实现

template <typename T> void quickSelect ( Vector<T>& A，Rank k ) {	//基于快速划分的k选取算法for ( Rank lo = 0, hi = A.size() - 1; lo < hi; ) {Rank i = lo, j = hi; T pivot = A[lo];while ( i <j ) { //o(hi - lo + 1) = o(n)while ( ( i<j ) && ( pivot <= A[j] ) ) j--; A[i] = A[j];while ( ( i <j ) &&( A[i]<= pivot ) ) i++; A[j] = A[i];}	//assert: i == jA[i] = pivot;if ( k <= i ) hi = i - 1;if ( i <= k ) lo = i + 1;} //A[k] is now a pivot
}

每经过一步主迭代，都会构造出一个轴点A[i]，然后lo和hi将彼此靠拢，查找范围将收缩至A[i]的某一侧。当轴点的秩i恰为k时，算法随即终止。如此，A[k]即是待查找的目标元素。
尽管内循环仅需O(hi - lo + 1)时间，但外循环的次数却无法有效控制。与快速排序算法一样，最坏情况下外循环需执行O(n)次，总体运行时间为O(n^2)

K-选取算法

将该select()算法在最坏情况下的运行时间记作T(n)，其中n为输入序列A的规模。
显然，第1)步只需O(n)时间。既然Q为常数，故在第2)步中，每一子序列的排序及中位数的计算只需常数时间，累计不过O(n)。第3)步为递归调用，因子序列长度为n/Q，故经过T(n/Q)时间即可得到全局的中位数M。第4)步依据M对所有元素做分类，为此只需做一趟线性遍历，累计亦不过O(n)时间。
算法的第5)步尽管会发生递归，但需进一步处理的序列的规模，绝不致超过原序列的3/4。

综上，可得递推关系如下：T(n) = cn + T(n/Q) + T(3n/4)，c为常数

希尔排序

递减增量策略

希尔排序（Shellsort） 算法首先将整个待排序向量A[]等效地视作一个二维矩阵B[][]。
若原一维向量为A[0, n)，则对于任一固定的矩阵宽度w，A与B中元素之间总有一一对应关系：B[i][j] = A[iw + j] 或 A[k] = B[k / w][k % w]。

从秩的角度来看，矩阵B的各列依次对应于整数子集[0, n)关于宽度w的某一同余类。这也等效于从上到下、自左而右地将原向量A中的元素，依次填入矩阵B的各个单元。
假设w整除n。如此，B中同属一列的元素自上而下依次对应于A中以w为间隔的n/w个元素。因此，矩阵的宽度w亦称作增量。

希尔排序的算法框架：

希尔排序是个迭代式重复的过程，每一步迭代中，都从事先设定的某个整数序列中取出一项，并以该项为宽度，将输入向量重排为对应宽度的二维矩阵，然后逐列分别排序。

因为增量序列中的各项是逆向取出的，所以各步迭代中矩阵的宽度呈缩减的趋势，直至最终使用w1 = 1。
矩阵每缩减一次并逐列排序一轮，向量整体的有序性就得以进一步改善。当增量缩减至1时，矩阵退化为单独的一列，故最后一步迭代中的“逐列排序”等效于对整个向量执行一次排序。
通过不断缩减矩阵宽度而逐渐逼近最终输出的策略，称作递减增量算法，这也是希尔排序的另一名称。

#include <iostream>
#include <vector>void shellSort(std::vector<int>& arr) {int n = arr.size();// 初始化间隔hfor (int h = n / 2; h > 0; h /= 2) {// 对各个子序列进行插入排序for (int i = h; i < n; i++) {int temp = arr[i];int j;for (j = i; j >= h && arr[j - h] > temp; j -= h) {arr[j] = arr[j - h];}arr[j] = temp;}}
}int main() {std::vector<int> data = {12, 34, 11, 3, 56, 87, 45, 24, 91, 75};std::cout << "原始数组: ";for (int val : data) {std::cout << val << " ";}std::cout << std::endl;shellSort(data);std::cout << "希尔排序后的数组: ";for (int val : data) {std::cout << val << " ";}std::cout << std::endl;return 0;
}

希尔排序的核心思想是通过比较和交换不相邻的元素，以最大步长对元素进行分组。然后逐步减小步长，最终完成排序。
具体过程如下：
步长（间隔）选择： 选择一个初始的步长（间隔）h。通常，初始步长可以是数组长度的一半，并逐步减小步长直至为1。
间隔排序： 将整个数组分割成若干个子序列，分别对每个子序列进行插入排序。在每个子序列中，对应间隔为h的元素进行排序。
逐步减小间隔： 不断减小步长h，重复上述过程。这个过程会继续进行直到步长h等于1。
希尔排序的时间复杂度取决于步长序列的选择。它的平均时间复杂度为O(n log n)到O(n^2)之间。