רשת מיון

מתוך ויקיפדיה, האנציקלופדיה החופשית
קפיצה לניווט קפיצה לחיפוש
איור 1: רשת מיון פשוטה לארבעה קלטים בעלת ארבעה חוטים וחמש יחידות השוואה.

במדעי המחשב, רשת השוואה היא מבנה מתמטי הכולל רשת של "חוטים" שעליהם "זורמים" ערכים, ושל יחידות השוואה המחברות בין זוגות חוטים ומחליפות בין הערכים שבהם כדי לסדרם, אם יש צורך. כאשר רשת השוואה מסוימת מצליחה לסדר כל קבוצת ערכים המוכנסת אליה כקלט היא נקראת רשת מיון.

מיון בעזרת רשתות מיון שונה משיטות מיון אחרות בכך שכל רשת יכולה למיין מספר קבוע מראש של קלטים. כלומר אי אפשר לקחת רשת ולהשתמש בה לכל בעיית מיון. היתרון הגדול של רשת מיון הוא שהיא נוחה למיקבול (כלומר לחלוקה למשימות היכולות להתבצע במקביל). כך, כשהמיון נעשה על מחשב המאפשר בצוע מקבילי ניתן להגיע באופן מעשי לביצועים של , להבדיל מהגבול הנמוך האפשרי עבור מיון טורי של . ישנן גם רשתות הנותנות סיבוכיות תאורטית טובה יותר (לוגריתמית) אך עם קבועים גבוהים מדי כדי לאפשר שימוש מעשי.

רשתות מיון הוצגו לראשונה ב-1954 על ידי ארמסטרונג, נלסון, ואו-קונור[1] שהוציאו פטנט על הרעיון.

הגדרה[עריכת קוד מקור | עריכה]

איור 2: הדגמה של הפעלה של יחידת השוואה ברשת השוואה.

רשת השוואה כוללת שני סוגי רכיבים - חוטים ויחידות השוואה. על החוטים ניתן לחשוב כמעבירים ערכים ה"זורמים" עליהם בו זמנית משמאל לימין. כל יחידת השוואה מקשרת שני חוטים. כשזוג ערכים "מגיע" ליחידת השוואה, היחידה מחליפה את הערכים אם ורק אם הערך הגבוה גדול מהערך הנמוך (במילים אחרות, יחידות ההשוואה מעבירות ערכים גבוהים למטה וערכים נמוכים למעלה)[2].

בעזרת נוסחה ניתן להגדיר שאם החוט העליון נושא ערך והתחתון ערך אז אחרי המפגש עם יחידת ההשוואה הערכים על החוטים יהיו ו בהתאמה. רשת השוואה כזאת שתצליח להוציא (בצד ימין) ערכים ממוינים עבור כל סדר של ערכי קלט (בצד שמאל) נקראת רשת מיון.

הפעלה מלאה של רשת מיון פשוטה מופיעה באיור להלן. קל לראות שרשת זו תצליח למיין כל קלט אפשרי של ארבעה מספרים. שימו לב שארבע יחידות ההשוואה הראשונות "ישקיעו" את הערך הגדול למטה ו"יציפו" את הערך הקטן למעלה. היחידה האחרונה פשוט ממיינת את שני הערכים האמצעיים. איור 3: הרשת מיון המצליחה למיין כל קלט של ארבעה מספרים.

עומק ויעילות[עריכת קוד מקור | עריכה]

היעילות של רשת מיון יכולה להמדד ב"גודלה" - כלומר במספר יחידות ההשוואה שבה, או ב"עומקה" - כלומר במספר המקסימלי של יחידות ההשוואה שערך כלשהו עלול להזדקק לעבור דרכם. חלק מההשוואות ברשת יכולות להתבצע במקביל - כפי שמסומן על ידי יחידות השוואה הממוקמות על אותו קו אנכי. אם מניחים שכל השוואה לוקחת יחידת זמן אזי ניתן לראות שעומק הרשת שווה לזמן הדרוש לבצוע המקבילי של המיון[2].

בניית רשת מיון על ידי הוספת ערכים או על ידי בחירתם[עריכת קוד מקור | עריכה]

איור 4: הרחבה רקורסיבית של רשת מיון המוסיפה ערך נוסף לאחר המיון (בהשראת מיון הכנסה).
איור 5: הרחבה רקורסיבית של רשת מיון המוסיפה ערך נוסף על ידי "השקעת" הערך המינימלי ואז הפעלת הרשת המקורית (בהשראת מיון בועות).

לכל מספר נתון של קלטים ניתן לבנות רשת מיון עם מספר מתאים של חוטים באופן רקורסיבי על ידי הוספת חוט לרשת קטנה יותר. נניח שנתונה רשת מיון עם חוטים (כלומר המצליחה למיין כל קלט של מספרים). ניתן להרחיב את הרשת (בהשראת מיון הכנסה) על ידי הוספת חוט נוסף ובצוע סדרה של השוואות על החוטים שמוינו על ידי הרשת הנתונה (ראו איור 4). ניתן גם להשיג את המטרה (בהשראת מיון בועות) על ידי "השקעה" מוקדמת של הערך המינימלי ואחר כך מיון שאר הערכים בעזרת הרשת הנתונה (ראו איור 5).

המבנה של שתי הרשתות המתקבלות הוא דומה. למעשה אם מסדרים את ההשוואות הניתנות לבצוע מקבילי זו מעל זו אזי ניתן לראות ששתי הרשתות למעשה זהות[1]. ראו איורים 8-6.

לרשתות האלה יש עומק של [1]. זהו שיפור על הסיבוכיות של לפחות פעולות השוואה הדרושות למיון טורי במקרה הגרוע. למעשה ניתן לבנות רשתות מיון עם סיבוכיות טובה אף יותר ובעלות עומק של כפי שיתואר להלן.

עקרון אפס-אחד[עריכת קוד מקור | עריכה]

בכמה מקרים, כמו בבניית רשת על ידי הוספת ערכים או על ידי בחירתם כפי שתואר למעלה, קל להראות שרשת ההשוואה הנוצרת היא רשת מיון. למרות זאת, לגבי רשת כללית ההוכחה שהרשת ממיינת בהצלחה כל קלט אפשרי היא משימה קשה. ברשת בעלת חוטים יש לבדוק סידורים אפשריים של ערכים על החוטים. אפשר להקטין מספר זה במידה משמעותית ל בעזרת עקרון אפס-אחד. זהו עדיין מספר אקספוננציאלי של בדיקות אך הוא קטן מ- לכל , וההבדל הולך וגדל עם . נראה שלא תמצא דרך יעילה יותר לבעיית הבדיקה אם רשת השוואה היא רשת מיון, אלא אם יסתבר שP=NP, כיוון שבעיה זאת ידועה כבעיה co-NP-שלמה[3].

עקרון אפס-אחד קובע שאם רשת השוואה מצליחה למיין את כל סידורי הקלטים עם הערכים 0 ו 1, אזי היא גם תצליח למיין קלטים עם כל ערך בכלל. הוכחת העקרון[2] בקווים כלליים מראה שאם היא פונקציה מונוטונית אזי לכל זוג ערכים ו- מתקיים וגם . מכאן נובע שאם רשת ממפה את ערכי הקלט ו- ל ו-, אזי היא גם תמפה את ו- ל ו-. אפשר להכליל טענה זאת באינדוקציה ללמה הטוענת שאם רשת ממפה את הקלטים ל , אזי היא גם תמפה את ל . המשך ההוכחה הוא בדרך השלילה. נניח שהרשת שמצליחה למיין כל סדרת קלטים של 0 ו-1 לא מצליחה למיין את הסדרה , כלומר קיימים זוג ערכים כך ש והרשת מחליפה את ערכיהם שלא כראוי. אם כך, הרשת גם תמיין לא כראוי את סדרת הערכים עבור הפונקציה המונוטונית:

זאת בסתירה להנחה שהרשת ממיינת נכון כל סדרת ערכי 0 ו-1. ומכאן שההנחה שעקרון אפס-אחד לא מתקיים אינה נכונה[2].

עקרון אפס-אחד שימושי גם לבניות של רשתות מיון כיוון שבכל שלב מספיק לוודא שהרשת מצליחה למיין קלטים של 0 או 1.

בניית רשת מיון יעילה[עריכת קוד מקור | עריכה]

ישנם מספר אלגוריתמים לבניית רשתות מיון פשוטות ויעילות בעלות עומק של (ולכן גם גודל של ) כמו מיון ביטוני[4], מיון מיזוג זוגי-אי-זוגי של בטשר[5], מיון של, ורשת מיון בזוגות(אנ'). ברשתות אלה נעשה שימוש מעשי.

אפשר גם תאורטית לבנות רשתות מיון עם עומק מעריכי (לוגריתמי) לכל מספר של קלטים, בעזרת מבנה המכונה רשת AKS, על שם מגליו Ajtai, Komlós, Szemerédi[6]. זאת הייתה תגלית חשובה אך ללא חשיבות מעשית בשל הקבועים החבויים בנוסחת הסיבוכיות שהם בגודל של "הרבה הרבה אלפים"[2]. זאת, בין השאר, בשל השימוש בגרף מרחיב. גרסה פשוטה יותר של רשת AKS הוצגה על ידי פטרסון[7] אך גם כאן הקבועים מונעים כל שימוש מעשי. גודריך הציע בניה של רשת מיון בעלת עומק [8]. הקבועים הפעם קטנים בהרבה מאשר ברשתות AKS, אך עומק של לא נותן יתרון לבצוע מקבילי.

רשתות מיון אופטימליות[עריכת קוד מקור | עריכה]

עבור מספר קטן של קלטים ניתן לבנות רשתות מיון עם עומק אופטימלי (לבצוע המקבילי ביותר האפשרי) או עם גודל אופטימלי (מספר יחידות ההשוואה). רשתות אלה יכולות לשמש כדי לשפר ביצועים של רשתות גדולות יותר שנבנו באופן רקורסיבי, למשל בשיטת בטשר (ראה מעלה) על ידי עצירה מוקדמת של הרקורסיה והכנסת הרשת האופטימלית[9].

הטבלה להלן מסכמת את התוצאות האופטימליות המוכרות:

n 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17
עומק[10] 0 1 3 3 5 5 6 6 7 7 8 8 9 9 9 9 10
גודל, גבול עליון[11] 0 1 3 5 9 12 16 19 25 29 35 39 45 51 56 60 71
גודל, גבול תחתון (אם שונה)[11] 33 37 41 45 49 53 58

שש-עשר הרשתות בעלת עומק מינימלי מופיעות בספר "The Art of Computer Programming" של דונלד קנות' במהדורת 1973[1]. האופטימליות של שמונה הרשתות הראשונות הוכחה על ידי פלויד וקנות' בשנות ה-1960, ושל שאר הרשתות רק ב 2014[12] (הרשתות של 9 ו-10 קלטים הוכחו כאופטימליות ב 1991[9]).

רשתות מיון בעלות גודל מינימלי ידועות עד 10 קלטים. עבור יותר קלטים ידוע גבול עליון של הגודל כפי שמצוין בטבלה. כל עשר הרשתות הנ"ל היו מוכרות כבר משנת 1969 ושמונה הראשונות היו ידועות כאופטימליות מאז עבודתם של פלויד וקנות', אבל האופטימליות של הרשתות של 9 ו-10 קלטים הוכחה רק בשנת 2014[11].

נעשו גם ניסיונות לבנות רשתות מיון בעזרת אלגוריתמים גנטים: קנות' מזכיר שרשתות מיון עבור 9 ו-11 קלטים נמצאו כך על ידי לורן שוויברט ב-2001[1].

קישורים חיצוניים[עריכת קוד מקור | עריכה]

הערות שוליים[עריכת קוד מקור | עריכה]

  1. ^ 1.0 1.1 1.2 1.3 1.4 Knuth, D. E. (1997). The Art of Computer Programming, Volume 3: Sorting and Searching (מהדורה Second). Addison–Wesley. עמ' 219–247. ISBN 0-201-89685-0.  Section 5.3.4: Networks for Sorting.
  2. ^ 2.0 2.1 2.2 2.3 2.4 Corman, Thomas H.; Leiserson, Charles E.; Rivest, Ronald L. (1990) Introduction to Algorithms (1st edition ed.). MIT Press and McGraw-Hill. פרק 28.
  3. ^ Parberry, Ian (1991). "On the Computational Complexity of Optimal Sorting Network Verification". Proc. PARLE '91: Parallel Architectures and Languages Europe, Volume I: Parallel Architectures and Algorithms, Eindhoven, The Netherlands: 252–269. 
  4. ^ Corman, Thomas H.; Leiserson, Charles E.; Rivest, Ronald L. (1990) Introduction to Algorithms (1st edition ed.). MIT Press and McGraw-Hill. עמ' 650-642.
  5. ^ Corman, Thomas H.; Leiserson, Charles E.; Rivest, Ronald L. (1990) Introduction to Algorithms (1st edition ed.). MIT Press and McGraw-Hill. עמ' 651.
  6. ^ Ajtai, M.; Komlós, J.; Szemerédi, E. (1983). "An sorting network". STOC '83. Proceedings of the fifteenth annual ACM symposium on Theory of computing: 1–9. ISBN 0-89791-099-0. doi:10.1145/800061.808726. 
  7. ^ Paterson, M. S. (1990). "Improved sorting networks with depth". Algorithmica 5: 75–92. doi:10.1007/BF01840378. 
  8. ^ Goodrich, Michael (מרץ 2014). "Zig-zag Sort: A Simple Deterministic Data-Oblivious Sorting Algorithm Running in Time". Proceedings of the 46th Annual ACM Symposium on Theory of Computing - STOC '14. arXiv:1403.2777. doi:10.1145/2591796.2591830. 
  9. ^ 9.0 9.1 Parberry, Ian (1991). "A Computer Assisted Optimal Depth Lower Bound for Nine-Input Sorting Networks". Mathematical Systems Theory 24: 101–116. doi:10.1007/bf02090393. 
  10. ^ Codish, Michael; Cruz-Filipe, Luís; Ehlers, Thorsten; Müller, Mike; Schneider-Kamp, Peter (2015). "Sorting Networks: to the End and Back Again". 
  11. ^ 11.0 11.1 11.2 Codish, Michael; Cruz-Filipe, Luís; Frank, Michael; Schneider-Kamp, Peter (2014). "Twenty-Five Comparators is Optimal when Sorting Nine Inputs (and Twenty-Nine for Ten)". Proc. Int'l Conf. Tools with AI (ICTAI). עמ' 186–193. arXiv:1405.5754. 
  12. ^ Bundala, D.; Závodný, J. (2014). "Optimal Sorting Networks". Language and Automata Theory and Applications. Lecture Notes in Computer Science 8370: 236–247. ISBN 978-3-319-04920-5. arXiv:1310.6271. doi:10.1007/978-3-319-04921-2_19.