斐L那契QFabonacciQ序列v源于中世U的意大利，问题是这L出的Q假?strong>每对兔子每个月生出新的一对兔子来Q?strong>新的每对兔子q两个月可以生?/strong>。其ơ，q些兔子都不?/strong>Q这L一个月有一对兔子，W二个月有两对兔子，W三个月有三对兔子（W一个月的一对兔子又生了一对）Q第四个月有五对兔子Q第二个月已有的两对兔子又各生了一对）Q以此类推，问一q共有多对兔子?/p> 可以把这个问题抽象一下：一般每个月的兔子数?strong>上个月已有的兔子
于是乎得C所谓的斐L那契序列Q它定义为：
是_从第三项hw是前两项的和?/p>
在下面的法里，把第一看作了 0Q这样就更符合数学上?#8220;斐L那契”数列了：
1Q用递归ҎQ?/p>
int Fabonacci(int n) |
{ |
if(n <= 2) |
return n - 1; |
else |
return (Fabonacci(n - 1) + Fabonacci(n - 2)); |
} |
2Q?for 循环Q输Z?n 个斐波那契数列：
int _Fabonacci(int n)//输出?n 个数 |
{ |
int i, a, b, c; |
a = 0; |
b = 1; |
printf("%10d%10d", a, b);/*输出前两个数*/ |
for(i = 3; i <= n; i ++) |
{ |
c = a + b; |
printf("%10d", c); |
if(i % 5 == 0) |
printf("\n");/*每行输出 5 ?/ |
a = b; |
b = c;/*移?/ |
} |
printf("\n"); |
}]]>
单地说就是所有相{的数经q某U排序方法后Q仍能保持它们在排序之前的相Ҏ序，我们pq种排序Ҏ是稳定的。反之，是非稳定的。要注意?
是，排序法的稳定性是针对所有输入实例而言的。即在所有可能的输入实例中，只要有一个实例得算法不满E_性要求，则该排序法是不稳定的?
比如Q一l数排序前是a1,a2,a3,a4,a5Q其中a2=a4Q经q某U排序后为a1,a2,a4,a3,a5Q则我们说这U排序是E_的，因ؓa2排序前在a4的前面，排序后它q是在a4的前面。假如变成a1,a4,a2,a3,a5׃是稳定的了?/p>
2、内排序和外排序
在排序过E中Q所有需要排序的数都在内存，q在内存中调整它们的存储序Q称为内排序Q?br />在排序过E中Q只有部分数被调入内存，q借助内存调整数在外存中的存放序排序ҎUCؓ外排序?/p>
3、算法的旉复杂度和I间复杂?/p>
所谓算法的旉复杂度，是指执行法所需要的计算工作量?br />一个算法的I间复杂度，一般是指执行这个算法所需要的内存I间?/p>
=======================================
一.插入排序
首先新徏一个空列表Q用于保存已排序的有序数列（我们UC?有序列表"Q?
从原数列中取Z个数Q将其插?有序列表"中，使其仍旧保持有序状态?
重复2h骤，直至原数列ؓI?
插入排序的^均时间复杂度为^方的，效率不高Q但是容易实现。它借助?逐步扩大成果"的思想Q有序列表的长度逐渐增加Q直臛_长度{于原列表的长度?/font>
①.直接插入排序(E_)
接插入排序的q程为：在插入第i个记录时QR1,R2,..Ri-1已经排好序，第i个记录的排序码Ki依次和R1,R2,..,Ri-1的排序码逐个q行比较Q找到适当的位|。用直接插入排序，对于hn个记录的文gQ要q行n-1排序?br />
代码如下:
void Dir_Insert(int A[],int N) //直接插入排序
{
int j,t;
for(int i=1;i<N;i++)
{
t=A[i];
j=i-1;
while(A[j]>t)
{
A[j+1]=A[j];
j--;
}
A[j+1]=t;
}
}
②.希尔排序(不稳?Q?br />
希尔(Shell)排序的基本思想是：先取一个小于n的整数d1作ؓW一个增量把文g的全部记录分成d1个组。所有距Mؓd1的倍数的记录放在同一个组
中。先在各l内q行直接插入排序Q然后，取得W二个增量d2<d1重复上述的分l和排序Q直x取的增量di=1Q即所有记录放在同一l中q行直接
插入排序为止。该Ҏ实质上是一U分l插入方法?br /> 一般取d1=n/2Qdi+1=di/2。如果结果ؓ偶数Q则?Q保证di为奇数?br /> 希尔排序是不E_的，希尔排序的执行时间依赖于增量序列Q其q_旉复杂度ؓO(n^1.3).
代码如下:
void Shell(int A[],int n) //Shell排序
{
int i,j,k,t;
(n/2)%2 == 0 ? k = n/2+1 : k = n/2; //保证增量为奇?br /> while(k > 0)
{
for(j=k;j<n; j++)
{
t = A[j];
i = j - k;
while(i>=0 && A[i]>t)
{
A[i+k]=A[i];
i=i-k;
}
A[i+k]=t;
}
if(k == 1) break;
(k/2)%2 ==0 ? k=k/2+1 : k=k/2;
}
}
==============================================
?选择排序
设数l内存放了n个待排数字，数组下标?开始，到nl束?
i=1
从数l的Wi个元素开始到Wn个元素，L最的元素?
上一步找到的最元素和Wi位元素交换?
如果i=nQ?法l束Q否则回到第3?
①.直接选择排序(不稳?
直接选择排序的过E是Q首先在所有记录中选出序码最的记录Q把它与W?个记录交换，然后在其余的记录内选出排序码最的记录Q与W?个记录交?.....依次cLQ直到所有记录排完ؓ止?br />
无论文g初始状态如何，在第i排序中选出最关键字的记录，需要做n-iơ比较，因此Qȝ比较ơ数为n(n-1)/2=O(n^2)。当初始文g为正
序时Q移动次Cؓ0Q文件初态ؓ反序Ӟ每趟排序均要执行交换操作QȝUdơ数取最大?(n-1)。直接选择排序的^均时间复杂度为O(n^2)。直
接选择排序是不E_的?br />
代码如下:
void Dir_Choose(int A[],int n) //直接选择排序
{
int k,t;
for(int i=0;i<n-1;i++)
{
k=i;
for(int j=i+1;j<n;j++)
{
if(A[j]<A[k]) k=j;
}
if(k!=i)
{
t=A[i];
A[i]=A[k];
A[k]=t;
}
}
}
②.堆排?不稳?
?
先新Z个空列表Q作用与插入排序中的"有序列表"相同? 扑ֈ数列中最大的数字Q将其加?有序列表"的末，q将其从原数列中删除?
重复2h骤，直至原数列ؓI?
堆排序的q_旉复杂度ؓnlogn,效率高（因ؓ有堆q种数据l构以及它奇妙的特征Q?扑ֈ数列中最大的数字"q样的操作只需要O(1)的时间复?
度，l护需要logn的时间复杂度Q，但是实现相对复杂Q可以说是这?U算法中比较隑֮现的Q?
看v来似乎堆排序与插入排序有些相像，但他们其实是本质不同的算法。至，他们的时间复杂度差了一个数量Q一个是qxU的Q一个是ҎU的?
堆排序是一U树形选择排序Q是对直接选择排序的有效改q。n个关键字序列
K1,K2,...,Kn
UCؓ堆，当且仅当该序列满?Ki<=K2i且Ki<=K2i+1)?Ki>=K2i且Ki>=K2i+1),(1&
lt;=i<=n/2)。根l点(堆顶)的关键字是堆里所有结点关键字中最者，UCؓ根堆；根结点的关键字是堆里所有结点关键字中最大者，UCؓ?
根堆?br /> 若将此序列所存储的向量R[1..n]看作是一完全二叉树的存储结构，则堆实质上是满如下性质的完全二叉树Q树中Q一非叶l点的关键字均不大于(或不于)其左叛_?若存?l点的关键字?br />
堆排序的关键步骤有两个：一是如何徏立初始堆Q二是当堆的根结点与堆的最后一个结点交换后Q如何对了一个结点后的结点序列做调整Q之重新成为堆。堆?
序的最坏时间复杂度为O(nlog2n),堆排序的q_性能较接q于最坏性能。由于徏初始堆所需的比?
ơ数较多Q所以堆排序不适宜于记录较的文g。堆排序是就地排序，辅助I间为O(1)Q它是不E_的排序方法?br />
代码?.
====================================
?交换排序
两两比较待排序记录的排序码，q交换不满序要求的那写偶对，直到满条g为止。交换排序的主要Ҏ有冒泡排序和快速排?
①.冒排序(E_?
?
先将所有待排序的数字放入工作列表中?从列表的W一个数字到倒数W二个数字，逐个查：若某一位上的数字大于他的下一位，则将它与它的下一位交换?
重复2h骤，直至再也不能交换?冒排序的^均时间复杂度与插入排序相同，也是qxU的Q但也是非常Ҏ实现的算法?nbsp;
冒排序被排序的记录数lR[1..n]垂直排列Q每个记录R[i]看作是重量ؓki的气泡。根据轻气不能在重气之下的原则，从下往上扫描数lRQ凡扫描到违反本原则的轻气Q就使其向上"漂Q"。如此反复进行，直到最后Q何两个气泡都是轻者在上，重者在下ؓ止?br /> 冒排序的具体过E如下：
W一步，先比较k1和k2Q若k1>k2Q则交换k1和k2所在的记录Q否则不交换。l对k2和k3重复上述q程Q直到处理完kn-1和kn。这时最大的排序码记录{C最后位|，U第1ơv泡，共执行n-1ơ比较?br /> 与第一步类|从k1和k2开始比较，到kn-2和kn-1为止Q共执行n-2ơ比较?br /> 依次cLQ共做n-1ơv泡，完成整个排序q程?br /> 若文件的初始状态是正序的，一扫描即可完成排序。所需关键字比较次Cؓn-1ơ，记录Udơ数?。因此，冒排序最好的旉复杂度ؓO(n)?br />
若初始文件是反序的，需要进行n-1排序。每排序要q行n-iơ关键字的比?1<=i<=n-1),且每ơ比较都必须Ud记录三次来达
C换记录位|。在q种情况下，比较ơ数辑ֈ最大值n(n-1)/2=O(n^2),Udơ数也达到最大?n(n-1)/2=O(n^2)。因此，冒
排序的最坏时间复杂度为O(n^2)?br /> 虽然冒排序不一定要q行n-1，但由于它的记录移动次数较多，故^均性能比直接插入排序要差得多。冒泡排序是地排序Q且它是E_的?br />
代码如下:
void QP(int A[],int n) //优化的冒泡排?
{
int count=0,t,flag;
for(int i=0;i<n-1;i++)
{
flag=0;
for(int j=0;j<n-i;j++)
{
if(A[j+1]<A[j])
{
t=A[j];
A[j]=A[j+1];
A[j+1]=t;
flag=1;
count+=3;
}
}
if(flag==0) break;
}
}
②.快速排序：(不稳定的)
实践? 明，快速排序是所有排序算法中最高效的一U。它采用了分ȝ思想Q先保证列表的前半部分都于后半部分Q然后分别对前半部分和后半部分排序，q样整个列表 有序了。这是一U先q的思想Q也是它高效的原因。因为在排序法中，法的高效与否与列表中数字间的比较次数有直接的关p，?保证列表的前半部分都? 于后半部?׃得前半部分的M一个数从此以后都不再跟后半部分的数q行比较了，大大减少了数字间不必要的比较。但查找数据得另当别Z?
快速排序采用了一U分ȝ{略Q通常U其为分LQ其基本思想是：原问题分解q个规模更小但结构与原问题相似的子问题。递归地解q些子问题，然后这些子问题的解l合为原问题的解?br /> 快速排序的具体q程如下Q?br /> W一步，在待排序的n个记录中d一个记录，以该记录的排序码为准Q将所有记录分成两l，W?l各记录的排序码都小于等于该排序码，W?l各记录的排序码都大于该排序码，q把该记录排在这两组中间?br /> W二步，采用同样的方法，对左边的l和双的组q行排序Q直到所有记录都排到相应的位|ؓ止?br />
代码如下:
void Quick_Sort(int A[],int low,int high) //low和high是数l的下标
{
if(low<high)
{
int temp,t=A[low];
int l=low,h=high;
while(l<h)
{
while(A[l]<t) l++;
while(A[h]>=t) h--;
if(h>l)
{
temp=A[l];
A[l]=A[h];
A[h]=temp;
}
}
Quick_Sort(A,low,l-1);
Quick_Sort(A,l+1,high);
}
}
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?归ƈ排序
归ƈ排序是将两个或两个以上的有序子表合ƈ成一个新的有序表。初始时Q把含有n个结点的待排序序列看作由n个长度都?的有序子表组成，它们依ơ两两归q得到长度ؓ2的若q有序子表，再对它们两两合ƈ。直到得到长度ؓn的有序表Q排序结束?br />
归ƈ排序是一U稳定的排序Q可用顺序存储结构，也易于在链表上实玎ͼ寚w度ؓn的文Ӟ需q行log2n二路归qӞ每趟归ƈ的时间ؓO(n),故其旉
复杂度无论是在最好情况下q是在最坏情况下均是O(nlog2n)。归q排序需要一个辅助向量来暂存两个有序子文件归q的l果Q故其辅助空间复杂度?
O(n),昄它不是就地排序?br />
代码?..
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?基数排序
讑֍关键字的每个分量的取D围均是C0<=Kj<=Crd-1(0<=j<=rd),可能的取g数rdUCؓ基数Q基数的选择和关键字的分解因关键字的cd而异Q?br /> (1).若关键字是十q制整数Q则按个、十{位q行分解Q基数rd=10,C0=0,C9=9,d为最长整数的位数Q?br /> (2).若关键字是小写的英文字符Ԍ则rd=26,C0='a',C25='z',d为最长字W串的长度．
基数排序的基本思想是：从低位到高位依次对待排序的关键码q行分配和收集，l过d分配和攉Q就可以得到一个有序序列．
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ȝȝQ?/font>
按^均时间将排序分ؓ四类Q?br />
Q?Q^斚w(O(n2))排序
一般称为简单排序，例如直接插入、直接选择和冒泡排序；
Q?Q线性对数阶(O(nlgn))排序
如快速、堆和归q排序；
Q?QO(n1+K?阶排?br /> K是介于0?之间的常敎ͼ?<K?lt;1Q如希尔排序Q?br />Q?Q线性阶(O(n))排序
如基数排序?br />
各种排序Ҏ比较
单排序中直接插入最好，快速排序最快，当文件ؓ正序Ӟ直接插入和冒泡均最佟?br />
影响排序效果的因?/strong>
因ؓ不同的排序方法适应不同的应用环境和要求Q所以选择合适的排序Ҏ应综合考虑下列因素Q?br /> ①待排序的记录数目nQ?br /> ②记录的大?规模)Q?br /> ③关键字的l构及其初始状态；
④对稳定性的要求Q?br /> ⑤语言工具的条Ӟ
⑥存储l构Q?br /> ⑦旉和辅助空间复杂度{?br />
不同条g下，排序Ҏ的选择
(1)若n较小(如n≤50)Q可采用直接插入或直接选择排序?br /> 当记录规模较时Q直接插入排序较好；否则因ؓ直接选择Ud的记录数于直接插hQ应选直接选择排序为宜?br />(2)若文件初始状态基本有?指正?Q则应选用直接插h、冒泡或随机的快速排序ؓ宜；
(3)若n较大Q则应采用时间复杂度为O(nlgn)的排序方法：快速排序、堆排序?br />归ƈ排序?br /> 快速排序是目前Z比较的内部排序中被认为是最好的ҎQ当待排序的关键字是随机分布Ӟ快速排序的q_旉最短；
堆排序所需的辅助空间少于快速排序，q且不会出现快速排序可能出现的最坏情c这两种排序都是不稳定的?br />
若要求排序稳定，则可选用归ƈ排序。但从单个记录vq行两两归ƈ?nbsp;
排序法q不值得提倡，通常可以它和直接插入排序结合在一起用。先利用直接插入排序求得较长的有序子文gQ然后再两两归ƈ之。因为直接插入排序是E_
的，所以改q后的归q排序仍是稳定的?/font>
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=========另一?========================
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选择排序
在要排序的一l数中，选出最的一个数与第一个位|的C换；
然后在剩下的数当中再找最的与第二个位置的数交换Q如此@?br />到倒数W二个数和最后一个数比较为止?
选择排序是不E_的。算法复杂度O(n2)--[n的^方]
void select_sort(int *x, int n)
{
int i, j, min, t;
for (i=0; i<n-1; i++) /*要选择的次敎ͼ0~n-2共n-1?/
{
min = i; /*假设当前下标为i的数最，比较后再调整*/
for (j=i+1; j<n; j++)/*循环扑և最的数的下标是哪?/
{
if (*(x+j) < *(x+min))
{
min = j; /*如果后面的数比前面的，则记下它的下?/
}
}
if (min != i) /*如果min在@环中改变了，需要交换数?/
{
t = *(x+i);
*(x+i) = *(x+min);
*(x+min) = t;
}
}
}
直接插入排序
在要排序的一l数中，假设前面(n-1) [n>=2] 个数已经是排
好顺序的Q现在要把第n个数插到前面的有序数中，使得qn个数
也是排好序的。如此反复@环，直到全部排好序?br />
直接插入排序是稳定的。算法时间复杂度O(n2)--[n的^方]
void insert_sort(int *x, int n)
{
int i, j, t;
for (i=1; i<n; i++) /*要选择的次敎ͼ1~n-1共n-1?/
{
/*
暂存下标为i的数。注意：下标?开始，原因是开始时
W一个数即下标ؓ0的数Q前面没有Q何数Q单单一个，认ؓ
它是排好序的?br /> */
t=*(x+i);
for (j=i-1; j>=0 && t<*(x+j); j--) /*注意Qj=i-1Qj--Q这里就是下标ؓi的数Q在它前面有序列中找插入位置?/
{
*(x+j+1) = *(x+j); /*如果满条g往后挪。最坏的情况是t比下标ؓ0的数都小Q它要放在最前面Qj==-1Q退出@?/
}
*(x+j+1) = t; /*扑ֈ下标为i的数的放|位|?/
}
}
冒排序
在要排序的一l数中，对当前还未排好序的范围内的全部数Q自?br />而下对相ȝ两个Cơ进行比较和调整Q让较大的数往下沉Q较
的往上冒。即Q每当两盔R的数比较后发现它们的排序与排序要
求相反时Q就它们互换?br />
下面是一U改q的冒法Q它记录了每一遍扫描后最后下沉数?br />位置kQ这样可以减外层@环扫描的ơ数?/strong>
冒排序是稳定的。算法时间复杂度O(n2)--[n的^方]
void bubble_sort(int *x, int n)
{
int j, k, h, t;
for (h=n-1; h>0; h=k) /*循环到没有比较范?/
{
for (j=0, k=0; j<h; j++) /*每次预置k=0Q@环扫描后更新k*/
{
if (*(x+j) > *(x+j+1)) /*大的攑֜后面Q小的放到前?/
{
t = *(x+j);
*(x+j) = *(x+j+1);
*(x+j+1) = t; /*完成交换*/
k = j; /*保存最后下沉的位置。这样k后面的都是排序排好了的?/
}
}
}
}
希尔排序
在直接插入排序算法中Q每ơ插入一个数Q有序序列只增?个节点，
q且Ҏ入下一个数没有提供M帮助。如果比较相隔较q距（UCؓ
增量Q的敎ͼ使得数移动时能跨q多个元素，则进行一ơ比较就可能消除
多个元素交换。D.L.shell?959q在以他名字命名的排序算法中实现
了这一思想。算法先要排序的一l数按某个增量d分成若干l，每组?br />记录的下标相差d.Ҏl中全部元素q行排序Q然后再用一个较的增量
对它q行Q在每组中再q行排序。当增量减到1Ӟ整个要排序的数被分成
一l，排序完成?br />
下面的函数是一个希排序算法的一个实玎ͼ初次取序列的一半ؓ增量Q?br />以后每次减半Q直到增量ؓ1?/strong>
希尔排序是不E_的?/strong>
void shell_sort(int *x, int n)
{
int h, j, k, t;
for (h=n/2; h>0; h=h/2) /*控制增量*/
{
for (j=h; j<n; j++) /*q个实际上就是上面的直接插入排序*/
{
t = *(x+j);
for (k=j-h; (k>=0 && t<*(x+k)); k-=h)
{
*(x+k+h) = *(x+k);
}
*(x+k+h) = t;
}
}
}
快速排?/strong>
快速排序是对冒泡排序的一U本质改q。它的基本思想是通过一?br />扫描后，使得排序序列的长度能大幅度地减少。在冒排序中，一?br />扫描只能保最大数值的数移到正位|，而待排序序列的长度可能只
减少1。快速排序通过一扫描，p保某个敎ͼ以它为基准点吧）
的左边各数都比它，双各数都比它大。然后又用同LҎ处理
它左右两边的敎ͼ直到基准点的左右只有一个元素ؓ止。它是由
C.A.R.Hoare?962q提出的?br />
昄快速排序可以用递归实现Q当然也可以用栈化解递归实现。下面的
函数是用递归实现的，有兴的朋友可以Ҏ非递归的?/strong>
快速排序是不稳定的。最理想情况法旉复杂度O(nlog2n)Q最坏O(n2)
void quick_sort(int *x, int low, int high)
{
int i, j, t;
if (low < high) /*要排序的元素h下标Q保证小的放在左边，大的攑֜双。这里以下标为low的元素ؓ基准?/
{
i = low;
j = high;
t = *(x+low); /*暂存基准点的?/
while (i<j) /*循环扫描*/
{
while (i<j && *(x+j)>t) /*在右边的只要比基准点大仍攑֜双*/
{
j--; /*前移一个位|?/
}
if (i<j)
{
*(x+i) = *(x+j); /*上面的@环退出：卛_现比基准点小的数Q替换基准点的数*/
i++; /*后移一个位|，q以此ؓ基准?/
}
while (i<j && *(x+i)<=t) /*在左边的只要于{于基准点仍攑֜左边*/
{
i++; /*后移一个位|?/
}
if (i<j)
{
*(x+j) = *(x+i); /*上面的@环退出：卛_现比基准点大的数Q放到右?/
j--; /*前移一个位|?/
}
}
*(x+i) = t; /*一遍扫描完后，攑ֈ适当位置*/
quick_sort(x,low,i-1); /*对基准点左边的数再执行快速排?/
quick_sort(x,i+1,high); /*对基准点双的数再执行快速排?/
}
}
堆排?/strong>
堆排序是一U树形选择排序Q是对直接选择排序的有效改q?br />堆的定义如下Q具有n个元素的序列Qh1,h2,...,hn),当且仅当
满Qhi>=h2i,hi>=2i+1Q或Qhi<=h2i,hi<=2i+1Q?i=1,2,...,n/2)
时称之ؓ堆。在q里只讨论满_者条件的堆?/strong>
由堆的定义可以看出，堆顶元素Q即W一个元素）必ؓ最大项。完全二叉树可以
很直观地表示堆的l构。堆ؓ根，其它为左子树、右子树?br />初始时把要排序的数的序列看作是一顺序存储的二叉树，调整它们的存储顺序，
使之成ؓ一个堆Q这时堆的根节点的数最大。然后将根节点与堆的最后一个节?br />交换。然后对前面(n-1)个数重新调整使之成ؓ堆。依此类推，直到只有两个节点
的堆Qƈ对它们作交换Q最后得到有n个节点的有序序列?/strong>
从算法描q来看，堆排序需要两个过E，一是徏立堆Q二是堆与堆的最后一个元?br />交换位置。所以堆排序有两个函数组成。一是徏堆的渗透函敎ͼ二是反复调用渗透函?br />实现排序的函数?/strong>
堆排序是不稳定的。算法时间复杂度O(nlog2n)?/strong>
渗透徏?/strong>
void sift(int *x, int n, int s)
{
int t, k, j;
t = *(x+s); /*暂存开始元?/
k = s; /*开始元素下?/
j = 2*k + 1; /*叛_树元素下?/
while (j<n)
{
if (j<n-1 && *(x+j) < *(x+j+1))/*判断是否满堆的条gQ满_l箋下一轮比较，否则调整?/
{
j++;
}
if (t<*(x+j)) /*调整*/
{
*(x+k) = *(x+j);
k = j; /*调整后，开始元素也随之调整*/
j = 2*k + 1;
}
else /*没有需要调整了Q已l是个堆了，退出@环?/
{
break;
}
}
*(x+k) = t; /*开始元素放到它正确位置*/
}
堆排?/strong>
void heap_sort(int *x, int n)
{
int i, k, t;
int *p;
for (i=n/2-1; i>=0; i--)
{
sift(x,n,i); /*初始建堆*/
}
for (k=n-1; k>=1; k--)
{
t = *(x+0); /*堆顶攑ֈ最?/
*(x+0) = *(x+k);
*(x+k) = t;
sift(x,k,0); /*剩下的数再徏?/
}
}
===============================================================================
void main()
{
#define MAX 4
int *p, i, a[MAX];
/*录入试数据*/
p = a;
printf("Input %d number for sorting :\n",MAX);
for (i=0; i<MAX; i++)
{
scanf("%d",p++);
}
printf("\n");
/*试选择排序*/
p = a;
select_sort(p,MAX);
/**/
/*试直接插入排序*/
/*
p = a;
insert_sort(p,MAX);
*/
/*试冒排序*/
/*
p = a;
insert_sort(p,MAX);
*/
/*试快速排?/
/*
p = a;
quick_sort(p,0,MAX-1);
*/
/*试堆排?/
/*
p = a;
heap_sort(p,MAX);
*/
for (p=a, i=0; i<MAX; i++)
{
printf("%d ",*p++);
}
printf("\n");
system("pause");
]]>