当前位置：首页 > wzjs >正文

网站建设提供源码app推广方案策划

wzjs 2025/7/21 21:15:45

网站建设提供源码,app推广方案策划,WordPress速度优化2019,网站建设前言和背景二叉查找树对于树中的每个节点 X X X 左子树所有关键字值小于 X X X 的关键字值右子树所有关键字值大于 X X X 的关键字值 #ifndef _Tree_Hstruct TreeNode; // 树节点类型 typedef int ElementType; // 值的类型 typedef struct TreeNode *Position; typedef st…

二叉查找树

对于树中的每个节点 $X$

左子树所有关键字值小于 $X$ 的关键字值
右子树所有关键字值大于 $X$ 的关键字值

在这里插入图片描述

#ifndef _Tree_Hstruct TreeNode;         // 树节点类型
typedef int ElementType; // 值的类型
typedef struct TreeNode *Position;
typedef struct TreeNode *SearchTree; // 树节点类型的指针SearchTree MakeEmpty(SearchTree T); // 建立一颗空树
Position Find(ElementType X, SearchTree T);
Position FindMin(SearchTree T);
Position FindMax(SearchTree T);
SearchTree Insert(ElementType X,SearchTree T);
SearchTree Delete(ElementType X,SearchTree T);
ElementType Retrieve(Position P);#endif /* _Tree_H */

#include "tree.h"
#include <stdio.h>  // 包含NULL的定义
#include <stdlib.h>  // 包含free函数的定义struct TreeNode{ElementType Elemet;SearchTree Left;SearchTree Right;
};// 建立一棵空树
// 递归的清空整棵树的所有节点，释放他们占用的内存
SearchTree MakeEmpty(SearchTree T){if (T != NULL){MakeEmpty(T->Left);MakeEmpty(T->Right);free(T);}return NULL;
}// 二叉查找树的Find操作
Position Find(ElementType X, SearchTree T){if (T == NULL)return NULL;if (X < T->Elemet)return Find(X, T->Left);else if (X > T->Elemet)return Find(X, T->Right);elsereturn T;
}// 递归的实现
Position FindMin(SearchTree T){if (T == NULL)return NULL;else if (T->Left == NULL)return T;elsereturn FindMin(T->Left);
}// 非递归实现
Position FindMax(SearchTree T){if (T != NULL)while (T->Right != NULL)T = T->Right;return T;
}// 插入元素到二叉查找树,返回插入X后的子树根
SearchTree Insert(ElementType X, SearchTree T){if (T == NULL){// 递归到不存在的子树就是要插入的位置T = malloc(sizeof(struct TreeNode));if (T == NULL)perror("Out of space!!!");else{T->Elemet = X;T->Left = T->Right = NULL;}}else if (X < T->Elemet){T->Left = Insert(X, T->Left);}else if (X > T->Elemet){T->Right = Insert(X, T->Right);}return T;
}// 删除元素，用【右子树的最小数据】(或者左子树的最大数据)代替该节点，然后递归的删除【右子树的最小数据】节点
SearchTree Delete(ElementType X, SearchTree T){Position TmpCell;if (T == NULL)perror("Element not found");else if (X < T->Elemet){T->Left = Delete(X, T->Left);}else if (X > T->Elemet){T->Right = Delete(X, T->Right);}else if (T->Left && T->Right){ // Tow childrenTmpCell = FindMin(T->Left);T->Elemet = TmpCell->Elemet; // 代替T->Left = Delete(TmpCell->Elemet, T->Left); // 递归删除}else{ // One or zero childrenTmpCell = T;if (T->Left == NULL){T = T->Right;}else if (T->Right == NULL){T = T->Left;}}return T;
}

AVL树

AVL（Adelson-Velskii 和 Landis）树是带有平衡条件的二叉查找树。一颗AVL树是其每个节点的左子树和右子树的高度最多差1的二叉查找树（空树的高度为 -1）。

让我们把必须重新平衡的节点叫做 $\alpha$ 。由于任意节点最多有两个儿子，因此高度不平衡时， $\alpha$ 点的两棵子树的高度差2。容易看出，这种不平衡可能出现在下面四种情况中：

对 α 的左儿子的左子树进行一次插入。
对α 的左儿子的右子树进行一次插入。
对α 的右儿子的左子树进行一次插人。
对 α 的右儿子的右子树进行一次插入。

情形1和4是关于α 点的镜像对称，而2和3是关于α 点的镜像对称。因此，理论上只有两种情况，当然从编程的角度来看还是四种情形。
第一种情况是插入发生在“外边”的情况（即左一左的情况或右一右的情况），该情况通过对树的一次单旋转（single rotation)而完成调整。
第二种情况是插入发生在“内部”的情形（即左-右的情况或右-左的情况），该情况通过稍微复杂些的双旋转（double rotation）来处理。我
们将会看到，这些都是对树的基本操作，它们多次用于平衡树的一些算法中。

单旋转

在这里插入图片描述

旋转时不改变元素横向顺序，即符合搜索树排序，在此基础上变换树

重的儿子 $k_1$ 上移成为新根
老根 $k_2$ 成为新儿子
重的儿子 $k_1$ 的轻子树 $Y$ 跟随老根 $k_2$

对称情形

在这里插入图片描述

双旋转

失衡情形

在这里插入图片描述

向 $Y$ 插入一项，这个事实保证它是非空的。
因此，我们可以假设 $Y$ 它有一个根和两棵子树。恰好好树 $B$ 或树 $C$ 中有一颗比 $D$ 深两层（除非它们都是空的），但是我们不能肯定是哪一棵，我们可以假设都比 $D$ 深，做通用调整

在这里插入图片描述

$k_2$ 作新根， $k_1$ 、 $k_2$ 作新儿子
$B$ 成 $k_1$ 右子树 C成 $k_3$ 左子树

叫做双旋转是因为进行两次类似单旋转的操作一次围绕k1 k2左旋，之后再右旋

对称情形

在这里插入图片描述

AVL树的最坏情况

在这里插入图片描述
在最坏的情况下，AVL树（即自平衡二叉搜索树）的深度与其节点数 $n$ 是对数关系。AVL树通过旋转操作来确保任何节点的两个子树的高度差（平衡因子）不超过1，从而保持树的高度尽可能低。

对于包含 $n$ 个节点的AVL树，其高度 $h$ 满足以下关系：
$O(\log n)$

具体来说，AVL树的高度不会超过 $1.44 \log_2(n + 1.5) - 0.325$ （这个界是由一些研究者得出的，虽然不是最紧的，但提供了一个很好的上界）。然而，在实际应用中，我们通常简化地说AVL树的高度是 $O(\log n)$ 。

这意味着，在最坏的情况下，AVL树中的查找、插入和删除操作的时间复杂度都是 $O(\log n)$ ，因为所有这些操作都需要遍历从根到某个叶子节点的一条路径，而这条路径的长度（即树的高度）是 $O(\log n)$ 。

总结一下，最坏情况的AVL树深度（即高度）是对数级别的，与节点数 $n$ 成对数关系。

例程

前置定义

struct AvlNode{ElementType Element;AvlTree Left;AvlTree Right;int Height;
};int Max(int a, int b){return a > b ? a : b;
}// 计算AVL节点高度的函数
static int Height(Position P){if (P == NULL)return -1;elsereturn P->Height;
}

单旋转 - LL左外插入失衡

在这里插入图片描述

// 单旋转 LL失衡
static Position SingleRotateWithLeft(Position K2){Position K1;K2->Left = K2->Right;K1->Right = K2;K2->Height = Max(Height(K2->Left),Height(K2->Right))+1;K1->Height = Max(Height(K1->Left),K2->Height) +1;return K1;
}

单旋转 - RR失衡

// 单旋转 RR失衡
static Position SingleRotateWithRight(Position K2){Position K1;K1 = K2->Right; // K1是K2的右孩子K2->Right = K1->Left; // K2的右孩子变为K1的左孩子K1->Left = K2; // K1的左孩子变为K2// 更新高度K2->Height = Max(Height(K2->Left), Height(K2->Right)) + 1;K1->Height = Max(Height(K1->Left), Height(K1->Right)) + 1;return K1; // 返回新的根节点K1
}

双旋转 - LR左儿子的右子树插入失衡

在这里插入图片描述

// 双旋转 LR失衡
static Position DoubleRotateWithLeft(Position K3){// K1 与 K2 左旋平衡K3->Left = SingleRotateWithLeft(K3->Left);// K3 与 K2 右旋平衡return SingleRotateWithLeft(K3);
}

双旋转 - RL右儿子的左子树插入失衡

// 双旋转 RL失衡
static Position DoubleRotateWithRight(Position K3){// K1 与 K2 右旋平衡右子树K3->Right = SingleRotateWithRight(K3->Right);// K3 与 K2 左旋平衡整个树return SingleRotateWithRight(K3);
}