堆小结

堆

每个节点权值大于(小根堆)父亲的树形数据结构

以下均讨论小根堆的问题

普通二叉堆

用数组\(a[1:n]\)构成一棵二叉树来维护堆操作，可以做到

1.插入元素

2.查询堆顶

3.删除堆顶或者删除特定元素(需要记录权值位置)

1.插入元素

先放到\(a[n+1]\)的位置，然后每次与父亲比较是否交换

void push(int x){
    a[++n]=x;
    for(int p=n;p>1 && a[p]<a[p>>1];) swap(a[p],a[p>>1]),p>>=1;
}

2.删除特定元素

删除后，把\(a[n]\)元素放到空的位置，然后向下走，注意每次一定是把左右儿子中比较小的换上来

void Delete(int x){
    swap(a[x],a[n--]);
    for(int p=x;(p<<1)<=n;){
		int nxt=p<<1;
        if((p<<1|1)<=n && a[p<<1|1]<a[p<<1]) nxt=p<<1|1;
        if(a[nxt]<a[p]) swap(a[p],a[nxt]);
        else break;
    }
}

\[\ \]

配对堆

配对堆不是一个二叉树结构，所以在存储上，使用左儿子右兄弟来存储树形结构

可以实现的操作有

1.插入/删除元素，查询堆顶

2.查询堆顶

3.合并两个堆

首先要维护最基本的两个操作

1.合并两个堆

直接按照堆顶权值大小合并，接上去即可

int a[N],ch[N],br[N]; //权值，儿子，兄弟
int Union(int x,int y){
    if(!x||!y) return x|y;
    if(a[x]>a[y]) swap(x,y);
    br[y]=ch[x],ch[x]=y;
    return x;
}

2.配对操作

把一个点的所有儿子两两合并之后再依次合并到一起

配对堆的所有操作都基于合并和配对实现

合并操作是\(O(1)\)的

配对操作单次最坏是\(O(n)\)，但是和\(Splay\)类似的，配对可以让儿子中兄弟最多的个数减半，是一个均摊\(O(\log n)\)的操作，因此不可持久化，但是实际运行常数比较小

操作实现：用一个函数给\(x\)和\(x\)的右边的所有兄弟配对，递归实现

每次让\(x\)和右边第一个兄弟配对(即先合并)，再和右边剩下的节点合并

int Pair(int x){
    if(!x || !br[x]) return x;
    int y=br[x],z=br[y];
    return Union(Union(x,y),Pair(z));
}

3.删除元素

如果删除的不是堆顶元素，还需要额外存储每个点的父亲

把被删除元素的儿子合并之后接到父亲上面

4.查询堆顶

如果是查询某个特定元素所在堆的堆顶，需要用并查集来维护

\[\ \]

左偏树

左偏树是一个二叉堆结构，顾名思义，向左边偏的树

左偏树判断左偏的方法是定义了一个\(dis\)数组，满足\(\forall dis_{lson}\ge dis_{rson},dis_x=dis_{rson}+1\)

因此一直走右儿子的链长度就是\(O(\log n)\)的

利用这个性质完成操作，每次合并之后检查\(dis_{lson},dis_{rson}\)是否满足条件

可以完成的操作有

1.插入节点/合并堆

2.删除节点

3.访问堆顶

4.可持久化

1.检查操作

void Check(int x){
    if(dis[ls[x]]<dis[rs[x]]) swap(ls[x],rs[x]);
    dis[x]=dis[rs[x]]+1;
}

左偏树的合并操作就是

让较大的堆顶 和 小的堆顶的右儿子合并成为 新的右儿子

很显然合并次数$\leq \(两个堆的右儿子长度之和，这个操作是单次\)O(\log n)$

int Union(int x,int y){
	if(!x||!y) return x|y;
    if(a[x]>a[y]) swap(x,y);
    return rs[x]=Union(rs[x],y),;
}

2.删除节点

合并左右儿子后接到父亲上

3.访问堆顶

左偏树的深度没有保证，访问特定节点所在堆的堆顶需要用并查集维护

4.可持久化

由于单次访问复杂度保证了是\(O(\log n)\)，因此可以对于每次合并得到的开一个新的节点存下来

即完成了可持久化操作