王道408---DS---树、二叉树、图

合集 - 『408---数据结构』(8)

1.王道408---DS---树、二叉树、图2023-10-12

2.王道408---DS---查找2023-10-123.王道408---DS---线性表、栈、队列与数组2023-10-124.王道408---DS---绪论2023-10-125.王道408---DS---图2023-10-126.王道408---DS---排序2023-10-207.王道408---DS---串2023-10-298.408---必须能手搓的算法2023-12-19

收起

有序树、无序树的概念

有序树和无序树,树中结点的各子树从左到右是有次序的，不能互换，称该树为有序树，否则称为无序树。

树/二叉树的性质

树的性质

常用的只有第一个

二叉树的性质

常用公式也只有这一个

二叉树的存储

一般分为顺序存储与链式存储

要求顺序存储能默写

顺序存储:

typedef struct TreeNode {
    int data;       //结点中的数据元素
    bool isEmpty;   //结点是否为空
} TreeNode;

//初始化顺序存储的二叉树，所有结点标记为"空"
void InitSqBiTree (TreeNode t[], int length) {
    for (int i=0; i<length; i++){
        t[i].isEmpty=true;
    }
}

int main(){
    TreeNode t[100];        //定义一棵顺序存储的二叉树
    InitSqBiTree(t, 100);   //初始化为空树
    //...
}
//判断下标为 index 的结点是否为空
bool isEmpty(TreeNode t[], int length, int index){
    if (index >= length || index < 1) return true;   //下标超出合法范围
    return t[index].isEmpty;
}

//找到下标为 index 的结点的左孩子，并返回左孩子的下标，如果没有左孩子，则返回 -1
int getLchild(TreeNode t[], int length, int index){
    int lChild = index * 2;   //如果左孩子存在，则左孩子的下标一定是 index * 2
    if (isEmpty(t, length, lChild)) return -1;  //左孩子为空
    return lChild;
}

//找到下标为 index 的结点的右孩子，并返回右孩子的下标，如果没有右孩子，则返回 -1
int getRchild(TreeNode t[], int length, int index){
    int rChild = index * 2 + 1;                 //如果右孩子存在，则右孩子的下标一定是 index * 2 + 1
    if (isEmpty(t, length, rChild)) return -1;  //右孩子为空
    return rChild;
}

//找到下标为 index 的结点的父节点，并返回父节点的下标，如果没有父节点，则返回 -1
int getFather(TreeNode t[], int length, int index){
    if (index == 1) return -1;          //根节点没有父节点
    int father = index / 2;             //如果父节点存在，则父节点的下标一定是 index/2，整数除法会自动向下取整
    if (isEmpty(t, length, father)) return -1;
    return father;
}

线索二叉树

规定：若无左子树，令lchi1d指向其前驱结点：若无右子树，令rchi1d指向其后继结点。

1、先序遍历的线索二叉树不能直接找到度为2的前驱
2、后序遍历的线索二叉树不能直接找到度为2的后继

树和图的存储

二叉树的存储一般采用链表或数组

一般的树的存储手段有三种

1、双亲表示法

2、孩子表示法

有点像邻接表

3、孩子兄弟表示法

哈夫曼树的一些性质

带权路径长度的概念

在许多应用中，树中结点常常被赋予一个表示某种意义的数值，称为该结点的权。从树的根到任意结点的路径长度（经过的边数）与该结点上权值的乘积，称为该结点的带权路径长度。树中所有叶结点的带权路径长度之和称为该树的带权路径长度，记为

$$\mathrm{WPL}=\sum_{i=1}^{n}w_{i}l_{i}$$

其中带权路径长度(WPL)最小的二叉树称为哈夫曼树

注意哈夫曼树的虚叶节点情况

哈夫曼树不一定是是一棵完全二叉树

树中一定没有度为1的结点

树中两个权值最小的结点一定是兄弟结点

树中任一非叶结点的权值一定不小于下一层任一结点的权值

计算机网络中A,B,C类网络的划分以及动态子网的划分，其思想与哈夫曼编码如出一辙

并查集

代码

自从大纲改版还没考过，感觉今年很可能考，这是个重点！最次也要会默写朴素算法的并查集

代码如下(涉及了路径压缩、小树合并到大树等优化策略)

#include <stdio.h>
#define MAXSIZE 50
int UFSets[MAXSIZE];

void InitUFSets(int S[]){
    for(int i=0;i<MAXSIZE;i++){
        S[i] = -1;
    }
}

int find(int S[],int x){
    if(S[x] <= -1) return x;           // -1说明到底了
    return find(S,S[x]);
}

int pathCompFind(int S[],int x){         // 路径压缩策略优化Find 操作
    if(S[x] >= 0){
        S[x] = find(S,S[x]); 
        return S[x];
    }
    return x;
}


bool UnionElem(int S[],int elem1,int elem2){    //王道书上是直接合并的root，而不是元素成员
    int first = find(S,elem1);
    int second = find(S,elem2);
    if(first != second){
        printf("%d -- %d\n",first,second);
        S[second] = first;
        return 1;
    }
    return 0;
}

bool UnionRoot(int S[],int Root1,int Root2){
    if(Root1 == Root2) return 0;    //比较两个根是否来自同一集合
    S[Root2] = Root1;               // 将根Root2连接到Root1上
    return 1;
}

bool optUnionRoot(int S[],int Root1,int Root2){
    if(Root1 == Root2) return 0;
    if(S[Root2] > S[Root1]){   // Root2 结点数更少         // 因为初始化的时候S的值全为 -1  所以 若S[Root1]与S[Root2]相加后为更小的负数
                                                            //较小的树，树较大，这也是为什么 S[Root1] >= S[Root2]时 却把Root2合并到Root1中的原因
        S[Root1] += S[Root2];       // 累加节点个数
        S[Root2] = Root1;
    }else{
        S[Root2] += S[Root1];
        S[Root1] = Root2;
    }
    return 1;
}

void debug(){
    for(int i=0;i<MAXSIZE;i++){
        printf("%d ",UFSets[i]);
    }
    puts("");
}

int main(){
    InitUFSets(UFSets);
    int arr[100] = {0,1,2,3,4,5,6,7,8,9};
    for(int i=0;i<=10;i++){
        UnionElem(UFSets,arr[i*2],arr[i*2+1]);
        // 0 -- 1
        // 2 -- 3
        // 4 -- 5
        // 6 -- 7
        // 8 -- 9
    }
    UnionElem(UFSets,1,3);
    UnionElem(UFSets,5,7);
    // 0 -- 1
    // 2 -- 3
    // 4 -- 5
    // 6 -- 7
    // 8 -- 9
    // 0 -- 2
    // 4 -- 6

    UnionElem(UFSets,1,6);
    UnionElem(UFSets,2,7);
    // debug();

    return 0;
}

朴素算法代码如下

#define SIZE 13
int UFSets[SIZE];		//用一个数组表示并查集

//初始化并查集
void Initial(int S[]){
    for(int i=0;i<SIZE;i++)			
        S[i]=-1;
}

//Find “查”操作，找x所属集合（返回x所属根结点）
int Find(int S[],int x){
    while(S[x]>=0)			//循环寻找x的根
        x=S[x];
    return x;						//根的S[]小于0
}

//Union “并”操作，将两个集合合并为一个
void Union(int S[],int Root1,int Root2){
  	//要求Root1与Root2是不同的集合
  	if(Root1==Root2)	return;		
  	//将根Root2连接到另一根Root1下面
    S[Root2]=Root1;
}

优化方案

朴素算法

加入存在集合A与B

每次Union的时候，都会使集合B的根节点指向集合A的根节点:

对于朴素算法的Find函数，最坏的时间复杂度可能到达O(n)

树高越高，Find操作的时间复杂发也就越大

那么我们的优化思路就是，尽量减小树的高度:

小树合并到大树的优化策略---对Union优化

我们可以直观的感受一下，如果我们用大树合成到小树上，会发现整体树的高度会加1

如果我们用小树合成到大树上，会发现整体树的高度不会改变!

那么我们可以在每次Union的时候都让小树指向大树，为此我们需要用一个值来表示树的结点总数

我们选取根节点的绝对值作为结点总数:

//Union"并"操作，小树合并到大树
void Union(int S[],int Root1,int Root2){
	if(Root1==Root2)	return;
	if(S[Root2]>S[Root1]){//Root2结点数更少
		S[Root1]+=S[Root2];//累加结点总数
		S[Root2]=Root1;//小树合并到大树
    }else{
        S[Root2]+=S[Root1];//累加结点总数
        S[Root1]=Root2;//小树合并到大树
	}
}

这样优化之后会使整个树的高度不超过$⌊log_2n⌋+1$ （注意如果M不是整数，⌊ M ⌋ + 1 != ⌈M⌉ ）

这样就可以保证$O(log_2n)$的时间复杂度

路径压缩---对Find函数的优化

压缩路径---Find操作，先找到根节点，再将查找路径上所有结点都挂到根结点下

代码如下:

int optFind(int m){
    if(A[m] > -1){
        A[m] = optFind(A[m]); 
        return A[m];
    }
    return m;   
}

每次Find操作，先找根，再"压缩路径"，可使树的高度不超过O(α(n)). α(n)是一个增长很缓慢的函数，对于常见的n值，通常α(n)≤4,因此优化后并查集的Find、Union梁作时间开销都很低

另外find的功能是这样的：

在把1合并到6结点的时候可以发现，find函数并不是把1所在的子树的所有结点都连接到6结点下，而是先把1所在子树的结点都指向1所在子树的根，再把根指向6所在结点的根

算法复杂度分析

朴素算法

一次Find 最坏时间复杂度 : O(n)

总体是O(n^2)的时间复杂度

小树并到大树

一次Find 最坏时间复杂度 : $O(log_2n)$

总体是 : $O(log_2n)$

路径压缩

一次Find 最坏时间复杂度 : O(α(n))

总体是 : O(n · α(n))

树、森林、二叉树遍历对应关系

这里需要注意的是

1. 树的后根遍历相对于树来说是后序遍历，相当于其对应的二叉树来说是中序遍历
2. 森林的中序遍历实际上是对森林后序遍历，其结果等价于对应二叉树的中序遍历，不知道为什么给起了一个中序遍历的名字,可能是其无法进行真正的中序遍历的原因吧

如图：

对森林中序遍历(实质上是后序遍历)可得到 BCDAFEHIG ，等价于对二叉树的中序遍历

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本文作者：_TLSN
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