рефераты
Главная

Рефераты по рекламе

Рефераты по физике

Рефераты по философии

Рефераты по финансам

Рефераты по химии

Рефераты по хозяйственному праву

Рефераты по цифровым устройствам

Рефераты по экологическому праву

Рефераты по экономико-математическому моделированию

Рефераты по экономической географии

Рефераты по экономической теории

Рефераты по этике

Рефераты по юриспруденции

Рефераты по языковедению

Рефераты по юридическим наукам

Рефераты по истории

Рефераты по компьютерным наукам

Рефераты по медицинским наукам

Рефераты по финансовым наукам

Рефераты по управленческим наукам

Психология и педагогика

Промышленность производство

Биология и химия

Языкознание филология

Издательское дело и полиграфия

Рефераты по краеведению и этнографии

Рефераты по религии и мифологии

Рефераты по медицине

Рефераты по сексологии

Рефераты по информатике программированию

Краткое содержание произведений

Реферат: Двоичные деревья поиска

Реферат: Двоичные деревья поиска

Роман Акопов 

Определение Двоичного Дерева Поиска (Binary Search Tree, BST)

Двоичным деревом поиска (ДДП) называют дерево, все вершины которого упорядочены, каждая вершина имеет не более двух потомков (назовём их левым и правым), и все вершины, кроме корня, имеют родителя. Вершины, не имеющие потомков, называются листами. Подразумевается, что каждой вершине соответствует элемент или несколько элементов, имеющие некие ключевые значения, в дальнейшем именуемые просто ключами. Обычно одной вершине соответствует один элемент, поэтому данные термины можно без потери смысла считать синонимами, хотя и надо помнить, что в некоторых реализациях это не так. В приведённых алгоритмах считается, что одной вершине соответствует только один элемент. Поэтому мы будем использовать понятия ключа вершины и данных вершины, подразумевая ключ и данные соответствующего вершине элемента. Мы так же будем понимать под вставкой вершины добавление вершины с указанным значением элемента и присвоение указателям на родителя и потомков корректных значений. Именно ключ используется во всех операциях сравнения элементов. Элемент может также содержать ассоциированные с ключом данные. На практике в качестве ключа может использоваться часть данных элемента. Ключ также может храниться как отдельное значение. ДДП позволяет выполнять следующие основные операции:

Поиск вершины по ключу.

Определение вершин с минимальным и максимальным значением ключа.

Переход к предыдущей или последующей вершине, в порядке, определяемом ключами.

Вставка вершины.

Удаление вершины.

Двоичное дерево может быть логически разбито на уровни. Корень дерева является нулевым уровнем, потомки корня – первым уровнем, их потомки – вторым, и т.д. Глубина дерева это его максимальный уровень. Понятие глубины также может быть описано в терминах пути, то есть глубина дерева есть длина самого длинного пути от корня до листа, если следовать от родительской вершины до потомка. Каждую вершину дерева можно рассматривать как корень поддерева, которое определяется данной вершиной и всеми потомками этой вершины, как прямыми, так и косвенными. Поэтому о дереве можно говорить как о рекурсивной структуре. Эффективность поиска по дереву напрямую связана с его сбалансированностью, то есть с максимальной разницей между глубиной левого и правого поддерева среди всех вершин. Имеется два крайних случая – сбалансированное бинарное дерево (где каждый уровень имеет полный набор вершин) и вырожденное дерево, где на каждый уровень приходится по одной вершине. Вырожденное дерево эквивалентно связанному списку. Время выполнения всех основных операций пропорционально глубине дерева. Таким образом, скоростные характеристики поиска в ДДП могут варьироваться от O(log2N) в случае законченного дерева до O(N) – в случае вырожденного.

ДДП может быть использовано для реализации таких абстракций, как сортированный список, словарь (набор соответствий "ключ-значение"), очередь с приоритетами и так далее.

При реализации дерева помимо значения ключа (key) и данных также хранятся три указателя: на родителя (net), левого (left) и правого (right) потомков. Если родителя или потомка нет, то указатель хранит нулевое (NULL, NIL) значение.

Свойство упорядоченности двоичного дерева поиска

Если x – это произвольная вершина в ДДП, а вершина y находится в левом поддереве вершины x, то y.key <= x.key. Если x – это произвольная вершина ДДП, а вершина y находится в правом поддереве вершины x, то y.key >= x.key. Из свойства следует, что если y.key == x.key, то вершина y может находиться как в левом, так и в правом поддереве относительно вершины x.

Необходимо помнить, что при наличии нескольких вершин с одинаковыми значениями ключа некоторые алгоритмы не будут работать правильно. Например, алгоритм поиска будет всегда возвращать указатель только на одну вершину. Эту проблему можно решить, храня элементы с одинаковыми ключами в одной и той же вершине в виде списка. В таком случае мы будем хранить в одной вершине несколько элементов, но данный случай в статье не рассматривается.

Это двоичное дерево поиска:

Двоичные деревья поиска 

Рисунок 1.

А это нет:

Двоичные деревья поиска 

Рисунок 2.

Способы обхода ДДП

Есть три способа обхода: Прямой (preorder), Поперечный (inorder), Обратный (postorder).

Прямой обход: сначала обходится данная вершина, левое поддерево данной вершины, затем правое поддерево данной вершины.

Поперечный обход: сначала обходится левое поддерево данной вершины, затем данная вершина, затем правое поддерево данной вершины. Вершины при этом будут следовать в неубывающем (по ключам key) порядке.

Обратный обход: сначала обходится левое поддерево данной вершины, затем правое, затем данная вершина.

На рисунке 3 порядок обхода вершин указан номерами, при этом предполагается, что сами вершины расположены так, что образуют ДДП.

Двоичные деревья поиска 

Рисунок 3.

Наиболее часто употребляется поперечный обход, так как во всех других способах обхода следующие друг за другом вершины не связаны никакими условиями отношения.

Поиск вершины в ДДП

Идея поиска проста. Алгоритм поиска в ДДП по своей природе рекурсивен. При его описании проще всего использовать понятие поддерева. Поиск начинается с корня дерева, который принимается за корень текущего поддерева, и его ключ сравнивается с искомым. Если они равны, то, очевидно, поиск закончен. Если ключ, который мы ищем, оказался больше текущего, то, очевидно, что нужная вершина находится в правом поддереве, иначе – в левом. Далее эта операция повторяется для правого или левого поддерева. В условном коде это можно описать так:

Рекурсивно:

TreeSearch(node, key)

Begin

  // Если вершина равна NIL, то нечего в ней искать. Так же и возвращаем.

  // Это нужно для поиска по не существующим потомкам

  If (node == NIL) Then

    Return node;

  // Если нашли, то возвращаем указатель на найденную вершину.

  If (node.key == key) Then

    Return node;

  // Если ключ найденной вершины больше того, который мы ищем

  If (node.key > key) Then

    // То искать в левом поддереве

    Return TreeSearch(node.left, key);

  Else

    // Иначе в правом поддереве

    Return TreeSearch(node.right, key);

End

ПРИМЕЧАНИЕ

В прилагаемом исходном коде, написанном на паскале-подобном языке, все параметры передаются по значению. nodeParent, nodeTemp и node – это указатели на вершины, а Tree – само дерево, имеющее поле root, указатель на корень дерева.

Итеративно:

TreeSearch(node,key)

Begin

  // Пока ещё есть вершины среди которых можно искать

  //(мы просматриваем не все, но несколько) и пока мы не нашли

  While (node != NIL) and (node.key != key) Do

  Begin

    // Если ключ найденногй вершины больше того который мы ищем

    If (node.key > key) Then

      node = node.left; // То искать в левом поддереве

    Else

      node = node.right; // А иначе в правом поддереве

    End

  Return node; // Возвратить найденное

End

Поиск вершины с минимальным и максимальным значением ключа

Вершины с минимальным и максимальным значением ключа можно найти, пройдясь по левым (правым) указателям от корня (пока не достигнем NIL). Возвращаемое значение – это указатель на вершину с минимальным (максимальным) значением ключа.

TreeMinimum(node)

Begin

  While (node.left != NIL) Do // Пока есть левый потомок

    Node = node.left; // Перейти к нему

  Return node;

End

TreeMaximum(node)

Begin

  While (node.right != NIL) Do // Пока есть правый потомок

    node = node.right; // Перейти к нему

  Return node;

End

Нахождение следующей и предыдущей вершины в ДДП

Чтобы найти предыдущую и следующую вершину, надо снова вспомнить свойство упорядоченности. Рассмотрим это на примере функции TreeNext. Она учитывает два случая. Если правое поддерево не пусто, то вершина из правого поддерева с минимальным значением ключа и будет следующей. Если же правое поддерево пусто, тогда мы идём вверх, пока не найдём вершину, являющуюся левым потомком своего родителя. Этот родитель (если он есть) и будет следующей вершиной. Возвращаемое значение – это указатель на вершину с следующим (предыдущим) значеним ключа или NIL, если такой вершины нет.

TreeNext(node)

Begin

  // Если правое поддерево не пусто, то возвратить

  // вершину с минимальным значением ключа из правого поддерева

  If (node.right != NIL) Then

    Return TreeMinimum(node.right);

  nodeParent = node.nodeParent;

  // Перебирать родителей, пока не найдена вершина,

  // являющаяся левым потомком своего родителя

  // или пока не закончатся родители.

  While (nodeParent != NIL) and (node == nodeParent.right) Do

  Begin

    node = nodeParent;

    nodeParent = nodeParent.nodeParent;

  End

  // Возвратить родителя вершины, являющегося левым потомком своего родителя

  Return nodeParent;

End

TreePrevious(node)

Begin

  If (node.left != NIL) Then

    // Если левое поддерево не пусто, то возвратить

    // вершину из левого поддерева с максимальным значением ключа

   Return  TreeMaximum(node.left);

  nodeParent = node.nodeParent;

  // Перебирать родителей, пока не найдём вершину, являющуюся

  // правым потомком своего родителя или пока не закончатся родители

  While (nodeParent != NIL) and (node == nodeParent.left) Do

  Begin

    node = nodeParent;

    nodeParent = nodeParent.nodeParent;

  End

 // Возвратить родителя вершины являющегося его правым потомком

 Return nodeParent;

End

Добавление вершины

Добавление вершины в ДДП сопряжено с некоторыми проблемами. После добавления ДДП должно сохранить свойство упорядоченности, а это значит, что вершину, куда попало добавлять нельзя. Поэтому, прежде чем вставлять вершину, необходимо подобрать для неё подходящее место, то есть такое место, после вставки в которое, дерево сохранит своё свойство упорядоченности. Говоря другими словами, нам нужно место после вершины с наибольшим ключом из всех меньших данного.

TreeInsert(Tree,node)

Begin

  nodeParent = NIL;

  nodeTemp = T.root;

  // Пока ещё есть вершины которые надо просмотреть, то

  // есть пока мы не добрались до “листочков” дерева

  While (nodeTemp != NIL) Do

  Begin

    nodeParent = nodeTemp;

    // Если ключ вершины, которую мы хотим вставить,

    // меньше ключа текущей вершины

    If (node.key < nodeTemp.key) Then

      nodeTemp = nodeTemp.left; // То он должен быть в его левом поддереве

    Else

      nodeTemp = nodeTemp.right; // А иначе в правом

  End

  node.nodeParent = nodeParent;

  If (nodeParent == NIL) Then // Если в дереве ещё нет вершин

    Tree.root = node; // То добавить первую

  Else

  Begin

    // Если ключ вершины, которую мы хотим вставить,

    // меньше ключа вершины, потомком которой должна стать

    // вставляемая вершина

    If (node.key < nodeParent.key) Then

      nodeParent.left = node; // То добавить в дерево как левого потомка

    Else

      nodeParent.right = node; // Иначе добавить в дерево как правого потомка

  End

End

Удаление вершины

Проблемы возникают и при удалении. Нам необходимо сохранить свойство упорядоченности ДДП. При удалении возможны три случая: у удаляемой вершины нет потомков, у удаляемой вершины есть один потомок и у удаляемой вершины два потомка. Если потомков нет, то вершину можно просто удалить. Если потомок один, то удаляемую вершину можно “вырезать”, указав её родителю в качестве потомка единственного имеющегося потомка удаляемой вершины. Если же потомков два, требуются дополнительные действия. Нужно найти следующую за удаляемой (по порядку ключей) вершину, скопировать её содержимое (ключ и данные) в удаляемую вершину (она теперь никуда не удаляется физически, хотя логически исчезает) и удалить найденную вершину (у неё не будет левого потомка). Сначала функция TreeDelete ищет вершину, которую надо удалить, затем переменной nodeTemp присваивается указатель на существующего потомка удаляемой вершины (или NIL, если потомков нет). Далее вершина удаляется из дерева, при этом отдельно рассматриваются случаи: когда потомков нет и когда удаляемая вершина – это корень дерева. Возвращаемое значение – это указатель на удалённую вершину. На неё уже нет никаких ссылок в самом дереве, но она всё ещё занимает память. Момент её реального удаления зависит от используемых методов распределения памяти.

TreeDelete(Tree,node)

Begin

  // Если потомков не более одного (случаи 1 и 2)

  If (node.left == NIL) or (node.right == NIL) Then

    del = node; // физически удаляем текущую вершину

  Else

    del = TreeNext(node); // Иначе следующую

  If (del.left != NIL) Then // Пытаемся найти хоть одного потомка

    nodeTemp = del.left;

  Else

    nodeTemp = del.right;

  // Если есть, родителем потомка делаем родителя

  // удаляемой вершины (случай 2)

  If (nodeTemp != NIL) Then

    nodeTemp.nodeParent = del.nodeParent;

  // Если удаляем корень дерева, надо указать новый корень дерева

  If (del.nodeParent == NIL) Then

    Tree.root = nodeTemp;

  Else

  Begin

    // Указываем родителю удаляемой вершины качестве потомка

    // потомок удаляемой вершины

    If (del.nodeParent.left == del) Then

      del.nodeParent.left = nodeTemp;

    Else

      del.nodeParent.right = nodeTemp;

  End

  If (del != node) Then // Если случай 3

  Begin

    node.key = del.key; // Скопировать ключ

    { копирование дополнительных данных }

  End

  Return del;

End

NIL, NULL и маленькие хитрости

Нередко алгоритмы, просто выглядящие на бумаге, становятся нагромождением сплошных конструкций if в реальной программе. Почему? Ответ очевиден: многие алгоритмы для работы с деревьями предполагают, что (NIL).parent == (NIL).left == (NIL).right == NIL. Вроде всё ясно и даже логично, но ведь во многих языках программирования NIL/NULL – это ноль. А обращение по нулевому адресу памяти чревато нехорошими вещами. Что же делать? Ведь мало того, что все эти if тормозят программу, в них легко запутаться! Решение просто: мы не будем использовать NIL! Действительно, алгоритмам совершенно всё равно, какое численное значение имеет NIL, главное, чтобы адрес любой реальной вершины в дереве не был ему равен. Поэтому вместо NIL мы будем использовать адрес переменной, проинициализированной особым образом. Я покажу это на языке С++, но думаю, этот пример можно будет перевести и на другие языки, хотя там, скорее всего, нет шаблонов, и придется пожертвовать типобезопасностью.

template <class CTree>class CTreeBase

{

protected:

  CTree * lpCParent;

  CTree * lpCLeft;

  CTree * lpCRight;

public:

  CTreeBase(CTreeBase * lpCParentInit, CTreeBase * lpCLeftInit,

    CTreeBase * lpCRightInit)

  {

    lpCParent = (CTree *)lpCParentInit;

    lpCLeft   = (CTree *)lpCLeftInit;

    lpCRight  = (CTree *)lpCRightInit;

  }

};

/////////////////////////////////////

class CTree : public CTreeBase<CTree>

{

private:

  int data;

protected:

  static CTreeBase<CTree> treeNil;

};

////////////////////////////////////////////////////////////

CTreeBase<CTree> CTree::treeNil(&treeNil, &treeNil, &treeNil);

Теперь везде в классе CTree можно использовать переменную treeNil. Преимущества очевидны. Потратив каких-то двенадцать (3 * sizeof(CTree *)) байт памяти, мы упростили разработку и ускорили выполнение программы.

Основная проблема использования ДДП

Основной проблемой использования ДДП является то, что методы вставки и удаления вершин, гарантируя сохранение свойства упорядоченности, совершенно не способствуют оптимизации основных операций над ДДП. Например, если вставить в ДДП последовательность возрастающих или убывающих чисел, оно превратится, по сути, в двусвязный список, а основные операции будут занимать время, пропорциональное количеству вершин, а не его логарифму.

Таким образом, для получения производительности порядка O(log2N) нужно, чтобы дерево имело как можно более высокую сбалансированность (то есть имело возможно меньшую высоту). Обычно выделяются несколько типов сбалансированности. Полная сбалансированность, это когда для каждой вершины дерева количества вершин в левом и правом поддеревьях различаются не более чем на 1. К сожалению, такой сбалансированности трудно добиться на практике. Поэтому на практике используются менее жесткие виды сбалансированности. Например, русскими математиками Г. М. Адельсон-Вельским и Е.М.Ландисом были разработаны принципы АВЛ деревьев. В АВЛ деревьях для каждой вершины дерева глубины обоих поддеревьев различаются не более чем на 1. Еще одним “продвинутым” видом деревьев является так называемые красно-чёрные деревья. АВЛ деревья обеспечивают более высокую сбалансированность дерева, но затраты на их поддержание выше. Поскольку на практике разница в сбалансированности между этими двумя видами деревьев не высока, чаще используются красно-чёрные деревья.

Красно-чёрные деревья (Red-Black Tree, RB-Tree)

Итак, одним из способов решения основной проблемы использования ДДП являются красно-чёрные деревья. Красно-чёрные (название исторически связано с игральными картами, поскольку из них легко делать простые модели) деревья (КЧД) – это ДДП, каждая вершина которых хранит ещё одно дополнительное логическое поле (color), обозначающее цвет: красный или чёрный. Фактически, в КЧД гарантируется, что уровни любых двух листьев отличаются не более, чем в два раза. Этого условия оказывается достаточно, чтобы обеспечить скоростные характеристики поиска, близкие к O(log2N). При вставке/замене производятся дополнительные действия по балансировке дерева, которые не могут не замедлить работу с деревом. При описании алгоритмов мы будем считать, что NIL – это указатель на фиктивную вершину, и операции (NIL).left, (NIL).right, (NIL).color имеют смысл. Мы также будем полагать, что каждая вершина имеет двух потомков, и лишь NIL не имеет потомков. Таким образом, каждая вершина становится внутренней (имеющей потомков, пусть и фиктивных), а листьями будут лишь фиктивные вершины NIL.

Свойства КЧД

Каждая вершина может быть либо красной, либо чёрной. Бесцветных вершин, или вершин другого цвета быть не может.

Каждый лист (NIL) имеет чёрный цвет.

Если вершина красная, то оба её потомка – чёрные.

Все пути от корня к листьям содержат одинаковое число чёрных вершин.

Пример КЧД с учётом наших положений приведен на рисунке 4. Учтите, что вершина 9 могла быть и красной, но в дальнейшем мы будем рассматривать только те деревья, у которых корень чёрный. Мы это сделаем для того, чтобы потомки корня могли иметь любой цвет.

Двоичные деревья поиска 

Рисунок 4.

Вращения

Операции вставки и удаления вершин в КЧД могут нарушать свойства КЧД. Чтобы восстановить эти свойства, надо будет перекрашивать некоторые вершины и менять структуру дерева. Для изменения структуры используются операции, называемые вращением. Возвращая КЧД его свойства, вращения так же восстанавливают сбалансированность дерева. Вращения бывают левые и правые, их суть показана на рисунке 5.

Двоичные деревья поиска 

Рисунок 5.

Как видно, вращения, перемещая вершины, не нарушают свойства упорядоченности.

В процедуре RBTLeftRotate предполагается, что node.right != NIL. В процедуре RBTRightRotate предполагается, что node.left != NIL.

RBTLeftRotate(Tree,node)

Begin

  nodeTemp = node.right;

  node.right = nodeTemp.left;

  If (nodeTemp.left != NIL) Then

    nodeTemp.left.nodeParent = node;

  nodeTemp.nodeParent = node.nodeParent;

  If (node.nodeParent == NIL) Then

    Tree.root = nodeTemp;

  Else

  Begin

    If (node == node.nodeParent.left) Then

      node.nodeParent.left = nodeTemp;

    Else

      node.nodeParent.right = nodeTemp;

  End

  nodeTemp.left = node;

  node.nodeParent = nodeTemp;

End

RBTRightRotate(Tree,node)

Begin

  nodeTemp = node.left;

  node.left = nodeTemp.right;

  If (nodeTemp.right != NIL) Then

    nodeTemp.right.nodeParent = node;

  nodeTemp.nodeParent = node.nodeParent;

  If (node.nodeParent == NIL) Then

    Tree.root = nodeTemp;

  Else

  Begin

    If (node == node.nodeParent.right) Then

     node.nodeParent.right = nodeTemp;

    Else

     node.nodeParent.left = nodeTemp;

  End

  nodeTemp.right = node;

  node.nodeParent = nodeTemp;

End

Добавление вершины в КЧД

Чтобы добавить вершину в КЧД, мы применяем процедуру TreeInsert для ДДП, красим вершину в красный цвет, а затем восстанавливаем свойства КЧД. Для этого мы перекрашиваем некоторые вершины и производим вращения.

1 RBTInsert(Tree,node)

 2 Begin

 3   TreeInsert(Tree,node);

 4   node.color = RED;

 5   While (node != Tree.root) and (node.nodeParent.color == RED) Do

 6   Begin

 7     If (node.nodeParent == node.nodeParent.nodeParent.left) Then

 8     Begin

 9       nodeTemp = node.nodeParent.nodeParent.right;

10       If (nodeTemp.color == RED) Then

11       Begin

12         node.nodeParent.color = BLACK;

13         nodeTemp.color = BLACK;

14         node.nodeParent.nodeParent.color = RED;

15         node = node.nodeParent.nodeParent;

16       End

17       Else

18       Begin

19         If (node == node.nodeParent.right) Then

20         Begin

21           node = node.nodeParent;

22           RBTLeftRorate(Tree,node);

23         End

24         node.nodeParent.color = BLACK;

25         node.nodeParent.nodeParent.color = RED;

26         RBTRightRotate(Tree,node.nodeParent.nodeParent);

27       End

28     End

29     Else

30     Begin

31       nodeTemp = node.nodeParent.nodeParent.left;

32       If (nodeTemp.color == RED) Then

33       Begin

34         node.nodeParent.color = BLACK;

35         nodeTemp.color = BLACK;

36         node.nodeParent.nodeParent.color = RED;

37         node = node.nodeParent.nodeParent;

38       End

39       Else

40       Begin

41         If (node == node.nodeParent.left) Then

42         Begin

43           node = node.nodeParent;

44           RBTRightRorate(Tree,node);

45         End

46         node.nodeParent.color = BLACK;

47         node.nodeParent.nodeParent.color = RED;

48         RBTLeftRotate(Tree,node.nodeParent.nodeParent);

49       End

50     End

51   End

52   Tree.root.color = BLACK;

53 End

Функция RBTInsert не так сложна, как кажется на первый взгляд. Рассмотрим её подробнее. После строк 3-4 выполняются все свойства КЧД, кроме, возможно, одного: у новой красной вершины может быть красный родитель. Такая ситуация (красная вершина имеет красного родителя) может сохраниться после любого числа итераций цикла. Внутри цикла рассматриваются 6 различных случаев, но три из них (строки 8-28) симметричны трём другим (строки 30-50), различие лишь в том, является ли родитель вершины node правым или левым потомком своего родителя (случаи разделяются в строке 7). Поэтому мы рассмотрим подробно только первые три случая (строки 8-28). Предположим, что во всех рассматриваемых КЧД корень чёрный, и будем поддерживать это свойство (строка 52). Поэтому в строке 5 node.nodeParent (красного цвета) не может быть корнем, и node.nodeParent.nodeParent != NIL. Операции внутри цикла начинаются с нахождения nodeTemp, “дяди” node, то есть вершины, имеющей того же родителя, что и node.nodeParent. Если nodeTemp – красная вершина, то имеет место случай 1, если черная, то 2 или 3. Во всех случаях вершина node.nodeParent.nodeParent – чёрная, так как пара node, node.nodeParent была единственным нарушением свойств КЧД.

Случай 1 (строки 12-15 и 34-37) показан на рисунке 6. Является ли вершина node правым или левым потомком своего родителя, значения не имеет.

Двоичные деревья поиска 

Рисунок 6.

Обе вершины (node и nodeTemp) – красные, а вершина node.nodeParent.nodeParent – чёрная. Перекрасим node.nodeParent и nodeTemp в чёрный цвет, а node.nodeParent.nodeParent – в красный. При этом число чёрных вершин на любом пути от корня к листьям остаётся прежним. Нарушение свойств КЧД возможно лишь в одном месте: вершина node.nodeParent.nodeParent может иметь красного родителя, поэтому надо продолжить выполнение цикла, присвоив node значение node.nodeParent.nodeParent.

В случаях 2 и 3 вершина nodeTemp – чёрная. Различаются случаи, когда вершина node является правым или левым потомком своего родителя. Если правым, то это случай 2 (строки 20-23 и 41-45). В этом случае производится левое вращение, которое сводит случай 2 к случаю 3, когда node является левым потомком своего родителя. Так как node и node.nodeParent – красные, после вращения количество чёрных вершин на путях от корня к листьям остается прежним.

Двоичные деревья поиска 

Рисунок 7.

Осталось рассмотреть случай 3: красная вершина node является левым потомком красной вершины node.nodeParent, которая, в свою очередь, является левым потомком node.nodeParent.nodeParent, правым потомком которой является nodeTemp. В этом случае достаточно произвести правое вращение и перекрасить две вершины. Цикл окончится, так как вершина node.nodeParent будет после этого чёрной.

Удаление вершины из КЧД

Удаление вершины немного сложнее добавления. Мы будем считать, что (NIL).color == BLACK, и будем считать операцию взятия цвета у указателя, равного NIL, допустимой операцией. Также мы будем считать допустимым присваивание (NIL).nodeParent, и будем считать данное присваивание имеющим результат. То есть при взятии значения (NIL).nodeParent мы получим ранее записанное значение. Функция RBTDelete подобна TreeDelete, но, удалив вершину, она вызывает процедуру RTBDeleteFixUp для восстановления свойств КЧД.

RBTDelete(Tree,node)

Begin

  If (node.left == NIL) or (node.right == NIL) Then

    nodeParent = node;

  Else

    nodeParent = TreeNext(node);

  If (nodeParent.left != NIL) Then

    nodeTemp = nodeParent.left;

  Else

    nodeTemp = nodeParent.right;

  nodeTemp.nodeParent = nodeParent.nodeParent;

  If (nodeTemp.nodeParent == NIL) Then

    Tree.root = nodeTemp;

  Else

  Begin

    If (nodeParent.nodeParent.left == nodeParent) Then

      nodeParent.nodeParent.left = nodeTemp;

    Else

      nodeParent.nodeParent.right = nodeTemp;

  End

  If (nodeParent != node) Then

  Begin

    node.key = nodeParent.key;

    node.color = nodeParent.color;

    { копирование дополнительных данных }

  End

  If (nodeParent.color == BLACK) Then

    RBTDeleteFixUp(Tree,nodeTemp);

  Return nodeParent;

End

Рассмотрим, как процедура RBTDeleteFixUp восстанавливает свойства КЧД. Очевидно, что если удалили красную вершину, то, поскольку оба ее потомка чёрные, красная вершина не станет родителем красного потомка. Если же удалили чёрную вершину, то как минимум на одном из путей от корня к листьям количество чёрных вершин уменьшилось. К тому же красная вершина могла стать потомком красного родителя.

1 RTBDeleteFixUp(Tree,node)

 2 Begin

 3   While (node != Tree.root) and (node.color == BLACK) Do

 4   Begin

 5     If (node == node.nodeParent.left)

 6     Begin

 7       nodeTemp = node.nodeParent.right;

 8       If (nodeTemp.color == RED) Then

 9       Begin

10         nodeTemp.color = BLACK;

11         nodeTemp.nodeParent.color = RED;

12         RBTLeftRotate(Tree,node.nodeParent);

13         nodeTemp = node.nodeParent.right;

14       End

15       If (nodeTemp.left.color == BLACK) and (nodeTemp.right.color == BLACK) Then

16       Begin

17         nodeTemp.color = RED;

18         nodeTemp = nodeTemp.nodeParent;

19       End

20       Else

21       Begin

22         If (nodeTemp.right.color == BLACK) Then

23         Begin

24           nodeTemp.left.color = BLACK;

25           nodeTemp.color = RED;

26           RBTRightRotate(Tree,nodeTemp)

27           nodeTemp = node.nodeParent.right;

28         End

29         nodeTemp.color = node.nodeParent.color;

30         node.color.nodeParent = BLACK;

31         nodeTemp.right.color = BLACK;

32         RBTLeftRotate(Tree,node.nodeParent);

33         node = Tree.root;

34       End

35     End

36     Else

37     Begin

38       nodeTemp = node.nodeParent.left;

39       If (nodeTemp.color == RED) Then

40       Begin

41         nodeTemp.color = BLACK;

42         nodeTemp.nodeParent.color = RED;

43         RBTRightRotate(Tree,node.nodeParent);

44         nodeTemp = node.nodeParent.left;

45       End

46       If (nodeTemp.right.color == BLACK) and (nodeTemp.left.color == BLACK) Then

47       Begin

48         nodeTemp.color = RED;

49         nodeTemp = nodeTemp.nodeParent;

50       End

51       Else

52       Begin

53         If (nodeTemp.left.color == BLACK) Then

54         Begin

55           nodeTemp.right.color = BLACK;

56           nodeTemp.color = RED;

57           RBTLeftRotate(Tree,nodeTemp)

58           nodeTemp = node.nodeParent.left;

59         End

60         nodeTemp.color = node.nodeParent.color;

61         node.color.nodeParent = BLACK;

62         nodeTemp.left.color = BLACK;

63         RBTRightRotate(Tree,node.nodeParent);

64         node = Tree.root;

65       End

66     End

67   End

68   node.color = BLACK;

69 End

Процедура RBTDeleteFixUp применяется к дереву, которое обладает свойствами КЧД, если учесть дополнительную единицу черноты в вершине node (она теперь дважды чёрная, это чисто логическое понятие, и оно нигде фактически не сохраняется и логического типа для хранения цвета вам всегда будет достаточно) и превращает его в настоящее КЧД.

Что такое дважды чёрная вершина? Это определение может запутать. Формально вершина называется дважды чёрной, дабы отразить тот факт, что при подсчёте чёрных вершин на пути от корня до листа эта вершина считается за две черных. Если чёрная вершина была удалена, её черноту так просто выкидывать нельзя. Она на счету. Поэтому временно черноту удалённой вершины передали вершине node. В задачу процедуры RBTDeleteFixUp входит распределение этой лишней черноты. Они или будет передана красной вершине (и та станет чёрной) или после перестановок других чёрных вершин (дабы изменить их количество на пути от корня к листьям) будет просто выкинута.

В цикле (строки 3-67) дерево изменяется, и значение переменной node тоже изменяется, но сформулированное свойство остаётся верным. Цикл завершается, если:

node указывает на красную вершину, тогда мы красим её в чёрный цвет (строка 68).

node указывает на корень дерева, тогда лишняя чернота может быть просто удалена.

Могло оказаться, что внутри тела цикла удается выполнить несколько вращений и перекрасить несколько вершин, так что дважды чёрная вершина исчезает. В этом случае присваивание node = Tree.root (строки 33 и 64) позволяет выйти из цикла.

Внутри цикла node указывает на дважды чёрную вершину, а nodeTemp – на её брата (другую вершину с тем же родителем). Поскольку вершина node дважды чёрная, nodeTemp не может быть NIL, поскольку в этом случае вдоль одного пути от node.nodeParent было бы больше чёрных вершин, чем вдоль другого. Четыре возможных случая показаны на рисунке ниже. Зелёным и синим, помечены вершины, цвет которых не играет роли, то есть может быть как черным, так и красным, но сохраняется в процессе преобразований.

Двоичные деревья поиска 

Рисунок 8

Убедитесь, что преобразования не нарушают свойство 4 КЧД (помните, что вершина node считается за две чёрные, и что в поддеревьях a - f изначально не равное количество чёрных вершин).

Случай 1 (строки 9-14 и 40-45) имеет место, когда вершина nodeTemp красная (в этом случае node.nodeParent чёрная). Так как оба потомка вершины nodeTemp чёрные мы можем поменять цвета nodeTemp и node.nodeParent и произвести левое вращение вокруг node.nodeParent не нарушая свойств КЧД. Вершина node остается дважды чёрной, а её новый брат – чёрным, так что мы свели дело к одному из случаев 2-4.

Случай 2 (строки 16-19 и 47-50). Вершина nodeTemp – чёрная, и оба её потомка тоже чёрные. В этом случае мы можем снять лишнюю чёрноту с node (теперь она единожды чёрная), перекрасить nodeTemp, сделав ёё красной (оба её потомка чёрные, так что это допустимо) и добавить черноту родителю node. Заметим, что если мы попали в случай 2 из случая 1, то вершина node.nodeParent – красная. Сделав её чёрной (добавление чёрного к красной вершине делает её чёрной), мы завершим цикл.

Случай 3 (строки 23 – 28 и 53 - 59) Вершина nodeTemp чёрная, её левый потомок красный, а правый чёрный. Мы можем поменять цвета nodeTemp и её левого потомка и потом применить правое вращение так, что свойства КЧД будут сохранены. Новым братом node будет теперь чёрная вершина с красным правым потомком, и случай 3 сводится к случаю четыре.

Случай 4 (строки 29 – 33 и 60 - 64) Вершина nodeTemp чёрная, правый потомок красный. Меняя некоторые цвета (не все из них нам известны, но это нам не мешает) и, производя левое вращение вокруг node.nodeParent, мы можем удалить лишнюю черноту у node, не нарушая свойств КЧД. присваивание node = Tree.root выводит нас из цикла.

Сравнительные характеристики скорости работы различных структур данных

Чтобы всё сказанное до этого не казалось пустой болтовнёй, я в качестве заключения приведу сравнительные характеристики скорости работы различных структур данных (деревьев и массивов). Для измерения времени была использована функция WinAPI QueryPerfomanceCounter. Время пересчитано в микросекунды. В скобках приведена конечная глубина дерева. Тестирование проводилось на процессоре Intel Celeron Tualatin 1000MHz с 384Мб оперативной памяти. В качестве ключа использовалось число типа int (32-х битное целое со знаком), а в качестве данных число типа float (4-х байтное вещественное).

Количество элементов ДДП КЧД Постоянно сортированный массив Несортированный массив Массив с постсортировкой
1000

 4943 

 (1000)

 535 

 (17)

193 32 73
2000

 20571 

 (2000)

 1127 

 (19)

402 89 152
3000

 65819 

 (3000)

 1856 

 (20)

621 98 305
4000

 82321 

 (4000)

 2601 

 (21)

862 189 327
5000

 126941 

 (5000)

 3328 

 (22)

1153 192 461
6000

 183554 

 (6000)

 4184 

 (22)

1391 363 652
7000

 255561 

 (7000)

 4880 

 (23)

1641 452 789
8000

 501360 

 (8000)

 5479 

 (23)

1905 567 874
9000

 1113230 

 (9000)

 6253 

 (24)

2154 590 1059
10000

 1871090 

 (10000)

 7174 

 (24)

2419 662 1180

Таблица 1. Добавление элемента (возрастающие ключи)

Количество элементов ДДП КЧД

Постоянно  

сортированный массив

Несортированный массив Массив с постсортировкой
1000 4243 108 136 1354 134
2000 19295 250 289 5401 286
3000 71271 391 448 25373 441
4000 79819 560 615 23861 607
5000 124468 759 787 38862 776
6000 180029 956 954 55303 941
7000 246745 1199 1165 75570 1111
8000 487187 1412 1307 98729 1330
9000 1062128 1906 1494 134470 1474
10000 1807235 2068 1719 154774 1688

Таблица 2. Поиск элемента (возрастающие ключи).

Количество элементов ДДП КЧД Постоянно сортированный массив Несортированный массив Массив с постсортировкой
1000 308 419 2077 2047 2080
2000 639 876 13422 8046 8179
3000 1001 1372 25092 30902 18407
4000 1380 1831 32572 32473 32651
5000 1680 2286 50846 51001 50962
6000 2105 2891 73321 73114 73202
7000 2569 3514 99578 100059 99801
8000 3025 4384 129833 129897 130054
9000 3484 5033 164846 194361 164264
10000 4050 5690 203207 202979 202738

Таблица 3. Удаление элемента по ключу (возрастающие ключи).

Количество элементов ДДП КЧД Постоянно сортированный массив Несортированный массив Массив с постсортировкой
1000

547

(25)

548

(13)

1800 34 362
2000

1133

(25)

1171

(14)

5534 70 734
3000

1723

(28)

1905

(14)

12065 150 1174
4000

2891

(28)

2985

(15)

20867 223 1626
5000

3604

(28)

4024

(15)

32927 248 1962
6000

4336

(29)

4970

(15)

44720 373 2537
7000

5196

(29)

5794

(16)

60723 443 2977
8000

6051

(30)

6972

(16)

77482 511 3485
9000

6994

(30)

7519

(16)

104219 590 3821
10000

9544

(31)

10303

(16)

118760 584 4408

Таблица 4. Добавление элемента (случайные ключи)

Количество элементов ДДП КЧД Постоянно сортированный массив Несортированный массив Массив с постсортировкой
1000 181 136 159 1354 155
2000 406 307 347 5412 339
3000 653 494 551 12927 538
4000 925 702 765 23936 747
5000 1223 949 1024 37861 962
6000 1532 1142 1216 55124 1185
7000 1893 1494 1453 75628 1403
8000 2477 1833 1679 98802 1631
9000 2943 2390 1994 125570 1858
10000 3395 2937 2228 154791 2108

Таблица 5. Поиск элемента (случайные ключи)

Количество элементов ДДП КЧД Постоянно сортированный массив Несортированный массив Массив с постсортировкой
1000 469 517 1149 2014 1195
2000 995 1079 4381 8054 4387
3000 1557 1756 9673 18191 9639
4000 2272 2424 17071 32451 17105
5000 3070 3019 27380 50665 26954
6000 3528 3618 39294 72996 39227
7000 4322 4542 53255 99402 53309
8000 5299 5531 71406 129964 70766
9000 6180 6553 89583 164943 89935
10000 7527 7797 112190 202993 111439

Таблица 6. Удаление элемента по ключу (случайные ключи)

Постоянно сортированный массив – это массив, в который элементы вставляются так, что бы он сохранял свойство упорядоченности. Массив с постсортировкой – это массив, в который сначала вставляются все элементы, а потом он сортируется алгоритмом быстрой сортировки. Данные таблицы, безусловно, не являются истиной в последней инстанции, но позволят вам прикинуть, какая из структур данных будет наиболее производительна в вашей программе, учитывая предполагаемую вероятность операций вставки, удаления и поиска. Так, например, массив с постсортировкой является весьма привлекательным по производительности, но совершенно не подходит для комплексных работ, так как предполагает фиксированный порядок действий – сначала только добавление элементов, а после использование полученной информации. Другие структуры данных лишены этого недостатка. Для большого числа (порядка 10 000) случайных элементов время поиска в ДДП и КЧД становится практически одинаковым. Как следствие, можно реализовать более простые алгоритмы, исходя из некоторых свойств входных данных. С другой стороны, в крайнем случае (возрастающие элементы) ДДП отстают от КЧД на несколько порядков. Постоянно сортированный массив является абсолютным победителем по скорости, но не имеет естественной поддержки отношений родитель-ребёнок. Если они вам нужны, придётся реализовывать их поддержку самостоятельно. Также надо всегда помнить, что при количестве элементов порядка тысячи, асимптотические показатели скорости ещё не вполне вступили в силу и теоретически более быстрые структуры данных на практике могут оказаться более медленными. Так, например, скорость поиска в КЧД и массиве с пресортировкой до 5000-7000 практически одинакова. Так же надо заметить, что тестирование производилось на объектах относительно малого размера (8 байт), сравнимого с размером указателя (4 байта). Все виды массивов сортированных подразумевают весьма интенсивное копирование элементов, в то время как деревья работают с указателями. При размере элемента, на порядки превышающем размеры указателя, акценты сместятся весьма значительно. Например, ниже приведены результаты испытания с ключом типа int (32-x битное целое) и битовыми данными размером в 256 байт.

Количество элементов ДДП КЧД Постоянно сортированный массив Не сортированный массив Массив с постсортировкой
1000

5868

(1000)

1663

(17)

1430 1154 1035
2000

140888

(2000)

3694

(19)

3476 2460 2808
3000

368748

(3000)

5815

(20)

5372 3848 4382
4000

721328

(4000)

7271

(21)

7274 5175 6035
5000

1208373

(5000)

9349

(22)

9247 6670 7619
6000

1752135

(6000)

11395

(22)

11046 7778 9168
7000

2501167

(7000)

13503

(23)

13327 9378 10764
8000

3334948

(8000)

15753

(23)

18222 12560 15267
9000

4266560

(9000)

21600

(24)

20564 15391 17430
10000

5421499

(10000)

24105

(24)

24064 17152 19341

Таблица 7. Добавление элемента (возрастающие ключи)

Количество элементов ДДП КЧД Постоянно сортированный массив Не сортированный массив Массив с постсортировкой
1000 4289 132 242 1621 230
2000 134074 303 605 6903 530
3000 359985 457 961 24268 806
4000 706129 787 1336 27610 1121
5000 1183405 959 1736 44660 1516
6000 1730699 1116 2138 69068 1841
7000 2462759 1344 2494 103158 2251
8000 3293519 1565 2871 159274 2617
9000 4215750 1840 3284 278697 2923
10000 5361524 2060 3698 513268 3303

Таблица 8. Поиск элемента (возрастающие ключи)

Количество элементов ДДП КЧД Постоянно сортированный массив Не сортированный массив Массив с постсортировкой
1000 502 583 115640 131837 186703
2000 1181 1152 1604342 1574484 1592896
3000 1602 1580 4616940 4653355 4604626
4000 2075 2537 8966113 8999484 8978279
5000 2689 3007 14848795 14851393 14822206
6000 3574 3836 21572736 21473162 21676597
7000 4129 4432 30384061 29938188 30409709
8000 4898 5424 39013182 39342862 39341616
9000 5086 6368 50197296 49946077 50320092
10000 6279 6372 63020912 62049584 62564125

Таблица 9. Удаление элемента по ключу (возрастающие ключи)

Количество элементов ДДП КЧД Постоянно сортированный массив Не сортированный массив Массив с постсортировкой
1000

1903

(24)

2072

(12)

57991 1418 5448
2000

4532

(25)

4739

(14)

479463 3107 13907
3000

7747

(26)

7819

(15)

1727433 4992 22440
4000

10348

(29)

10664

(15)

3616654 6733 33905
5000

13064

(29)

13652

(16)

6141684 8314 43768
6000

16530

(31)

16713

(16)

9214638 10191 53619
7000

19305

(31)

19642

(16)

12981887 11904 61301
8000

23140

(32)

23329

(16)

17388765 13785 75968
9000

26051

(32)

26378

(16)

21935279 15335 92007
10000

29450

(32)

29448

(16)

27053495 17075 90155

Таблица 10. Добавление элемента (случайные ключи)

Количество элементов ДДП КЧД Постоянно сортированный массив Не сортированный массив Массив с постсортировкой
1000 185 150 266 1613 274
2000 695 359 719 6974 724
3000 1044 586 1193 15561 1245
4000 2186 823 1694 27675 1703
5000 2701 1106 2234 44905 2314
6000 3898 1496 2874 71549 2871
7000 4883 1889 3464 109554 3371
8000 4186 2183 4060 165605 4077
9000 6760 2771 4696 281860 4622
10000 7291 3201 5372 514893 5384

Таблица 11. Поиск элемента (случайные ключи)

Количество элементов ДДП КЧД Постоянно сортированный массив Не сортированный массив Массив с постсортировкой
1000 1235 1115 54929 111088 62794
2000 3042 2978 557875 1596298 558580
3000 4641 4703 1837401 4730623 1841029
4000 7531 6494 3830510 9008129 3833983
5000 9497 8788 6675616 14599142 6626964
6000 12018 10922 10270460 21832592 10315160
7000 14605 14376 14808484 29779691 14618091
8000 15876 16070 19927348 39932636 19946118
9000 20043 19079 25347571 49928153 25384886
10000 22117 21860 32049086 61766884 32072537

Таблица 12. Удаление элемента по ключу (случайные ключи)

Хорошо видно, что при увеличенном размере элемента деревья догоняют, а то и значительно обгоняют массивы. Таким образом, очевидно, что выбор структуры данных сильно зависит от предполагаемого количества элементов и их размера. Напоследок хотелось бы сказать, что правильный выбор структуры данных является одним из основных моментов, определяющих производительность программы. Поэтому подходить к выбору надо осторожно, продумав все возможные - как наиболее вероятные, так и наихудшие случаи.


© 2012 Рефераты, курсовые и дипломные работы.