选择问题最常见的问题有：
1.1选最大
选择算法
统一描述：设L是n个算法的集合，从L中选出第k小的元素，1<=k<=n，当L中元素按从小到大排好序后，排在第k个位置的数，就是第k小的数。
下面介绍 顺序比较法
算法Findmax
输入：n个数的数组L
输出：max，k
max <- L[1]; k <- 1
for i <- 2 to n do //for循环执行n-1次
if max < L[i]
then max <- L[i]
k <- i
return max, k
算法Findmax第二行，for循环执行n-1次，所以 (W(n)=n-1)
这个算法是选最大问题在时间上最优的算法（对于选最小问题，只需对算法稍加改动，就可以得到顺序比较的Findmin算法）
1.2同时选最大和最小的算法
设计思想：先选最大，然后把最大的从L中删除，接着选最小。
算法：(利用Findmax和Findmin)
输入：n个数的数组L
输出：max，min
if n=1 then return L[1]作为max和min
else Findmax
从L中删除max
Findmin
算法执行的比较次数：(W(n)=n-1+n-2=2n-3)
分组比赛的方法
基本思想：首先将L中的元素两两一组，分成(lfloor n/2
floor)组（当n是奇数时有一个元素轮空）。每组中的2个元素进行比较，得到组内较大和较少数，把至多(lfloor n/2
floor + 1)（当n为奇数时，把被轮空的元素加进来）个小组中较大的元素放在一起，运行Findmax，得到L中的最大元素，同理得到L中的最小元素。
算法FindMaxMin
将n个元素两两一组分成n/2(下取整)组
每组比较，得到n/2(下取整)个较小和n/2(下取整)个较大的数 //比较n/2(下取整)次
在n/2(下取整)个（n为奇数时，是n/2(下取整)+1）较小中找最小min
在n/2(下取整)个（n为奇数时，是n/2(下取整)+1）较大中找最大max
行3和行4都执行(lceil n/2
ceil -1)次
所以(W(n)=lfloor n/2
floor +2 lceil n/2
ceil-2=n+lceil n/2
ceil-2=lceil 3n/2
ceil-2)
此算法效率更高，是所有同时找最大和最小算法中事件复杂度最低的算法。
1.3找第二大
2次调用Findmax算法
(W(n)=n-1+n-2=2n-3)
锦标赛算法
把数组中的元素两两一组，划分为(lfloor n/2
floor)组（n为奇数时1个元素轮空），每组组内两个元素比大小，大的进入下一轮（n为奇数时，轮空的元素也进入下一轮）。
所以下一轮有(lceil n/2
ceil)个元素。继续每组组内比大小，然后大的进入下一轮，直至找出max。筛掉(n-1)个元素，比较(n-1)次。
找第二大，不可能再用Findmax了，如果用Findmax，就又比较n-2次了，和上面的算法两次调用Findmax一样。
所以，我们可以利用找max时比较所产生的记录帮我们减少比较次数。在比赛前为每个元素设定一个指针，指向一个链表，把比较后比它小的元素都记录进它的链表中，找出max后，在max的链表中用Findmax找出整个数组第二大的元素。
算法FindSecond
输入：n个数的数组L
输出：second
k <- n
将k个元素两两一组，分成k/2(下取整)组
每组的两个数比较，找到较大的
将被淘汰的较小的数在淘汰它的数所指向的链表中做记录
if k为奇数 then k <- k/2(下取整)+1
else k <- k/2(下取整)
if k>1 then goto 2
max <- 剩下的一个数
second <- max的链表中的最大
此时，第一轮两两比较的比较次数是(n-1)，但还不知道max的链表中有多少个元素，
所以接下来求解max所淘汰掉的元素个数（这部分的工作量）
设本轮参与比较的有(t)个元素，经过分组淘汰后进入下一轮的元素数至多是(lceil t/2
ceil)，下下一轮就是(lceil lceil t/2
ceil /2
ceil = lceil t/2^2
ceil)。
假设k轮淘汰后只剩max，则(lceil n/2^k
ceil = 1).
若(n=2^d)，那么(k=d=logn=lceil logn
ceil)
所以max进行了(d)次比较，(W(n)=n-1+lceil logn
ceil)。
对于找第二大的问题，算法Findmax是时间复杂度最低的算法。
上面，我们只讨论了一些特例情况，基本上使用顺序比较或分组比较的方法，没有明确的分治算法的特征。下面考虑一般性的选第k小问题的算法，用到分治策略。
2选第k小
输入：数组S，S的长度n，正整数k，1<=k<=n
输出：第k小的数
选第k小，可以使用排序算法，从小到大排好序后，选择第k个即可，最好的排序算法的时间复杂度是(O(nlogn))。
下面考虑性能更好的分治算法，就是(O(n))时间的算法，方便起见，假设数组S中元素彼此不等。
以S中的某个元素(m^*)作为划分标准，将S划分为两个子数组S1和S2，把这个数组中比(m^*)小的都放入(S_1)的数组中，数组(S_1)的元素个数是(|S_1|)个；把这个数组中比(m^*)大的都放入(S_2)的数组中，数组(S_2)的元素个数是(|S_2|)个。
- 若(k<|S_1|)，则原问题归纳为在数组(S_1)中找第(k)小的子问题。
- 若(k=|S_1|+1)，则(m^*)就是要找的第(k)小元素。
- 若(k>|S_1|+1)，则原问题归纳为在数组(S_2)中找第(n-|S_1|-1)小的子问题。
算法的关键是如何确定这个划分(S)的标准(m^*)，它要具有以下 特征：
- 寻找(m^*)的时间代价不能高于(O(nlogn))，如果直接寻找(m^*)，时间应是(O(n))。设选择算法的时间复杂度为(T(n))，递归调用这个算法在(S)上的一个真子集M上寻找(m^*)，应该使用(T(cn))时间（(c<1)，反映(M)的规模小于(S)）
- 通过(m^*)划分的两个子问题的大小分别记作(|S_1|)和(|S_2|)，每次递归调用时，子问题规模与原问题规模(n)的比都不超过(d)（(d<1)），调用时间(T(dn))，并且应保证(c+d<1)，否则方程(T(n)=T(cn)+T(dn)+O(n))的解不会达到(O(n))。
下面的分治算法采用递归调用的方法寻找(m^*)，先将(S)分组，5个元素一组，共分成(lceil n/5 ceil)个组。在每组中取中位数，把这(lceil n/5 ceil)个中位数放入集合(M)中，然后使用选择算法选出集合(M)中的中位数(m^*)。这次递归调用的子问题规模是原问题规模的(1/5),(1/5)即为上文的特征(1)的(c)。
算法Select(S,k)
输入：数组S，S的长度n，正整数k，1<=k<=n
输出：第k小的数
将S划分成5个一组，共n/5(上取整)个组
每组中找一个中位数，把这些中位数放到集合M中
m* <- Select(M,|M|/2) //选M中的中位数m*，将S中的数组划分成A,B,C,D四个集合
把A和D中的每个元素与m*比较，小的构成S1，大的构成S2
S1 <- S1并C ； S2 <- S2并B
if k=|S1|+1 then 输出m*
else if k<=|S1|
then Select(S1,k)
else Select(S2,k-|S1|-1)
左下方的集合(C)中所以元素全部小于(m^*)，右上角的集合B中的所有元素全部大于(m^*)。仅仅对于(A)，(D)中的元素，我们不能确定它们是否大于或小于(m^*)，所以在算法的行4加以比较，完成(S1)和(S2)的划分。
下面分析时间复杂度
假设n是5的倍数，且(n/5是奇数)，即(n/5=2r+1)
所以(|A|=|D|=2r)，(|B|=|C|=3r+2)，(n=10r+5)。
若A，D的元素都小于(m^*)，那么它们都加入至S1中，且下一步算法又在这个子问题上递归调用，这对应了归约后子问题的规模的上界，也正好是时间复杂度最坏的情况。类似的，如果A，D的元素都大于(m^*)，也会出现类似的情况。
以前者为例时，子问题的大小是
(|A|+|C|+|D|=7r+2=7frac{n-5}{10}+2=7frac{n}{10}-1.5<frac{7n}{10})
上式表明子问题规模最大不超过原问题的(7/10)，这个参数(7/10)就是前文特征(2)中的(d)。
所以最坏情况下的时间复杂度的递推式：
(W(n)<=W(frac{n}{5})+W(frac{7n}{10})+cn)
所以从上面的分析可以看出，这样找的(m^*)完全满足算法要求，两次递归调用的参数分别是(c=0.2)，(d=0.7)，(c+d=0.9<1)。
所以Select算法可以把时间复杂度降至线性时间。
分组时也可以选(3)个或(7)个元素，元素数的改变可能会改变(m^*)的特征，从而使得针对某些分组方法得到的(c+d)的值不再小于(1)，这就会增加运算时间。