算法导论-7.二叉查找树
树几乎是使用最广泛地数据结构之一了，我想其原因是，在期望高度仅为 $lg n$ 的结构中存储了 $n$ 个元素。树中的每个操作，在每一层都使用了极具有价值的判断并降低了问题的复杂度，这几乎完美地体现了分治的思想。还有，从这篇博文开始，我开始用svg作为示意图而不是以前使用的png，这东西很符合我的……，呃，“理念”，唯一的问题就是创建起来有点麻烦……嗯。
二叉查找树
二叉查找树是一种既可以做优先级队列，又可以作散列表的数据结构，一般用链表实现。由于二叉查找树的实现代码较多，所以将其拆分为几个部分罗列。
二叉树的每个节点，除了数据域，还有三个指针，分别指向父节点、左节点和右节点。二叉查找树最重要的性质是：某一个节点左子树所有节点值小于节点自身的值，右子树反之。这个性质保证了树中的每个元素能被容易查找到。
template <typename T> class xBinaryTreeNode{ public: xBinaryTreeNode(T input); T data; xBinaryTreeNode<T>* leftChild; xBinaryTreeNode<T>* rightChild; xBinaryTreeNode<T>* father; }; template <typename T> xBinaryTreeNode<T>::xBinaryTreeNode(T input){ data = input; leftChild = NULL; rightChild = NULL; father = NULL; }
二叉树通过自己的属性获得树的头结点。我的实现里，head属性就是指向真实头结点（而不是哨兵节点）的指针。二叉树提供这样七个操作：构造二叉树，插入一个元素，删除一个节点，查询一个元素，获取二叉树中的最大/最小值，中序遍历输出二叉树。私有函数是提供给公有函数调用的，一般的情况是这样：私有函数需要传递一个节点作为参数，并对参数节点的左/右节点递归调用自身，而公有函数调用私有函数并将head作为参数传入。值得一提的是私有函数successor和predecessor，他们分别返回节点的后趋和前趋节点。
template <typename T> class xBinarySearchTree{ public: xBinarySearchTree(T dv); // dv -> default Null Value bool insertValue(T value); bool deleteNode(xBinaryTreeNode<T>* node); void inorderTreeWalk(); xBinaryTreeNode<T>* treeSearch(T value); T treeMin(); T treeMax(); private: xBinaryTreeNode<T>* head; T dValue; void inorderTreeWalk(xBinaryTreeNode<T>* headNode); xBinaryTreeNode<T>* treeSearch(T value, xBinaryTreeNode<T>* headNode); xBinaryTreeNode<T>* treeMinNode(xBinaryTreeNode<T>* headNode); xBinaryTreeNode<T>* treeMaxNode(xBinaryTreeNode<T>* headNode); xBinaryTreeNode<T>* successor(xBinaryTreeNode<T>* node); xBinaryTreeNode<T>* predecessor(xBinaryTreeNode<T>* node); }; template <typename T> xBinarySearchTree<T>::xBinarySearchTree(T dv){ head = NULL; dValue = dv; }
二叉树的中序遍历是最简单的递归调用：先输出左子树，再输出自身值，最后输出右子树值。中序遍历得到的数值是排好序的，因为对每一个节点，比它小的节点都在前面（左子树中），比它小的节点反之。二叉树的插入和查询操作是很简单的递归操作，但是在每个节点处需要判断待查询/插入的元素比该节点大或小。这里我的实现，插入函数没有使用递归，而是用的迭代。同样，迭代可以用来获得最大值和最小值（从根节点开始，一直走左子树/右子树）。下面这部分代码虽然长，但都很简单，很容易理解。
template <typename T> void xBinarySearchTree<T>::inorderTreeWalk(){ inorderTreeWalk(head); } template <typename T> void xBinarySearchTree<T>::inorderTreeWalk(xBinaryTreeNode<T>* headNode){ if (headNode == NULL){return;} inorderTreeWalk(headNode->leftChild); cout<<headNode->data<<","; inorderTreeWalk(headNode->rightChild); } template <typename T> bool xBinarySearchTree<T>::insertValue(T value){ xBinaryTreeNode<T>* tmp = head; xBinaryTreeNode<T>* father = NULL; xBinaryTreeNode<T>* child = new xBinaryTreeNode<T>(value); while(tmp!=NULL){ father = tmp; tmp = (tmp->data>=value) ? tmp->leftChild : tmp->rightChild; } if (father == NULL){head = child;} else{ if (father->data>=value){father->leftChild = child;} else{father->rightChild = child;} child->father = father; } return true; } template <typename T> xBinaryTreeNode<T>* xBinarySearchTree<T>::treeSearch(T value){ return treeSearch(value, head); } template <typename T> xBinaryTreeNode<T>* xBinarySearchTree<T>::treeSearch(T value, xBinaryTreeNode<T>* headNode){ xBinaryTreeNode<T>* tmp = headNode; if (tmp == NULL){return NULL;} if (tmp->data == value){return tmp;} if (tmp->data < value){return treeSearch(value, tmp->rightChild);} if (tmp->data > value){return treeSearch(value, tmp->leftChild);} return NULL; } template <typename T> T xBinarySearchTree<T>::treeMin(){ xBinaryTreeNode<T>* tmp = treeMinNode(head); if (tmp != NULL){return tmp->data;} else{return dValue;} } template <typename T> T xBinarySearchTree<T>::treeMax(){ xBinaryTreeNode<T>* tmp = treeMaxNode(head); if (tmp != NULL){return tmp->data;} else{return dValue;} } template <typename T> xBinaryTreeNode<T>* xBinarySearchTree<T>::treeMinNode(xBinaryTreeNode<T>* headNode){ if (headNode == NULL){return NULL;} xBinaryTreeNode<T>* tmp = headNode; while (tmp->leftChild != NULL){tmp = tmp->leftChild;} return tmp; } template <typename T> xBinaryTreeNode<T>* xBinarySearchTree<T>::treeMaxNode(xBinaryTreeNode<T>* headNode){ if (headNode == NULL){return NULL;} xBinaryTreeNode<T>* tmp = headNode; while (tmp->rightChild != NULL){ tmp = tmp->rightChild; } return tmp; }
删除一个节点的操作比较复杂。 大致是这样一个思路：如果没有子树，直接删掉；只有一个子树，就把子树直接接在父节点上；如果有两个子树（麻烦来了），就把待删除节点的直接后趋节点（递归地）删掉，然后把删掉的节点里面值恢复到待删除的节点里，覆盖原来的值。
template <typename T> bool xBinarySearchTree<T>::deleteNode(xBinaryTreeNode<T>* node){ if (node->leftChild == NULL && node->rightChild==NULL){ if (node->father == NULL){head = NULL;} else if (node->father->leftChild == node){node->father->leftChild = NULL;} else{node->father->rightChild = NULL;} } else if (node->leftChild == NULL && node->rightChild != NULL){ if (node->father == NULL){head = node->rightChild;} else if (node->father->leftChild == node){node->father->leftChild = node->rightChild;} else{node->father->rightChild = node->rightChild;} } else if (node->leftChild != NULL && node->rightChild == NULL){ if (node->father == NULL){head = node->leftChild;} else if (node->father->leftChild == node){node->father->leftChild = node->leftChild;} else{node->father->rightChild = node->leftChild;} } else{ xBinaryTreeNode<T>* tmpNode = successor(node); T tmpValue = tmpNode->data; deleteNode(tmpNode); node->data = tmpValue; } return true; }
这就涉及到如何求一个节点的直接后趋节点的问题。大致思路是：如果有右子树，直接后趋节点就是右子树里的最小值节点（子树里的最小节点上面已经说过怎么求了）；如果没有右子树（事实上删除节点时不需要用到这个逻辑，因为既然要求直接后趋了，待删除的必然是两个子树都有的节点），麻烦来了，就要去找一个最近的祖先节点作为直接后趋，怎样的祖先节点呢？离该节点最近的，而且该节点属于这个祖先节点的左子树的祖先节点（不知道你懂了没）。我相信下面这个svg图形能给你有直观的印象，看，13的直接后趋节点是15。
15 6 18 3 7 17 13
template <typename T> xBinaryTreeNode<T>* xBinarySearchTree<T>::successor(xBinaryTreeNode<T>* node){ if (node->rightChild != NULL){return treeMinNode(node->rightChild);} else if (node->father != NULL){ xBinaryTreeNode<T>* tmp = node; while(tmp->father!=NULL){ if (tmp->father->leftChild == tmp){ return tmp->father; } tmp = tmp->father; } return node; } else{return NULL;} } template <typename T> xBinaryTreeNode<T>* xBinarySearchTree<T>::predecessor(xBinaryTreeNode<T>* node){ if (node->leftChild != NULL){return treeMaxNode(node->leftChild);} else if (node->father != NULL){ xBinaryTreeNode<T>* tmp = node; while(tmp->father!=NULL){ if (tmp->father->rightChild == tmp){ return tmp->father; } tmp = tmp->father; } return node; } else{return NULL;} }
练习12.1-3 给出两种非递归的中序树遍历方法，较简单的一种使用栈作为辅助，另一种只能用固定大小的空间。见10.4-3。
练习12.2-4 某教授认为他发现了一个二叉查找树的性质，即对某个关键字 $k$ 的查找在一个叶节点处结束，查找产生了一条路径。路径左侧的节点，路径上的节点，路径右侧的节点分别为集合 $A$，$B$，$C$ ，则对于任意的 $a\in A$，$b\in B$ 和 $c\in C$，有 $a\leq b \leq c$ 。请给出一个反例。
反例就是：如上面解释直接后趋节点求法的图中，如果查找的关键字 $k=4$ ，取 $c=7$ 和 $b=15$ 。
练习12.3-4 假设另一个数据结构中包含指向二叉查找树中某节点y的指针，并假设用过程TREE-DELETE删除y的前趋z，这样做会出什么问题，应当如何修改该过程以避免该问题。
会使“另一个数据结构”中的指针无效，可以修改TREE_DELETE过程中，y节点的指针、z节点的父节点、左节点和右节点的相应指针来使z节点本身替代y节点而不是将z节点中的值拷贝到y节点中。
思考题12-2 基数树。给定两个串 $a=a_{1}a_{2}...a_{p}$ 和 $b=b_{1}b_{2}...b_{q}$ ，其中每一个 $a_{i}$ 和 $b_{j}$ 都是一个位，比如 $a=10100$ 而 $b=101001$。利用基数树对两个串进行字典排序。
思路：基数树的根节点表示空串，左子结点表示比父节点（设为串 $f$）多一位的且多出的一位为0的节点 $f0$，右子树 $f1$ ，比如串 $100$ 位于根节点的右子结点的左子结点的左子结点。因此对其字典排序就很简单：将其插入基数树，然后按照前序输出就可以了。
思考题12-3 随机构造的二叉查找树中的平均节点深度。证明在一棵随机构造（通过随机的顺序插入 $n$ 个不同元素而构造）的二叉查找树中，$n$ 个节点的平均深度为 $O(\lg n)$ 。定义二叉树 $T$ 中所有节点的深度之和为 $P(T)$ ，某个节点 $x$ 的深度为 $d(x,T)$
- 很显然的，二叉树中节点的平均深度：
$$\frac{1}{n}\sum_{x\in T}d(x,T)=\frac{1}{n}P(T)$$ - 假设 $T_{L}$ 和 $T_{R}$ 为树 $T$ 的左右子树。$T$ 的 $n$ 个节点，除去根节点，左右子树中共有 $n-1$ 各节点，每个节点在子树 $T_{L}$ 或 $T_{R}$ 中的深度比在树 $T$ 中的深度小1，所以：
$$P(T)=P(T_{L})+P(T_{R})+n-1$$ - 二叉查找树是随机构造的，也就是说，含有 $n$ 个节点的树 $T$ 的根节点在这 $n$ 个节点中的顺序为 $1,2,3...n$ 都是等可能的，概率为 $1/n$ 。所以平均路径总长度为：
$$P(n)=\frac{1}{n}\sum_{i=0}^{n-1}(P(i)+P(n-i-1)+n-1)$$
考虑对称性，上式可写为：
$$P(n)=\frac{2}{n}\sum_{k=1}^{n-1}P(k)+\Theta(n)$$ - 这里希望证明$P(n)\leq \Theta(\lg n)$。先假设结论 $P(n)\leq \Theta(\lg n)$ 对某个 $P(n)$ 成立，则有 $P(n)\leq ak\lg k+b$，代入 $P(n)$ 的表达式得到：
$$P(n)\leq \frac{2}{n}\sum_{k=2}^{n-1}(ak\lg k+b)+\Theta(n)=\frac{2a}{n}\sum_{k=2}^{n-1}k\lg k+\frac{2b}{n}(n-2)+\Theta(n)$$
先考虑这样一个式子（一会再去证明）：
$$\sum_{k=2}^{n-1}k\lg k\leq \frac{1}{2}n^{2}\lg n+\frac{1}{8}n^{2}$$
有：
$$P(n)\leq \frac{2a}{n}(\frac{1}{2}n^{2}\lg n-\frac{1}{8}n^{2})+\frac{2b}{n}(n-2)+\Theta(n)\leq an\lg n+b$$
得证。 - 再补充证明一下这个式子：
$$\sum_{k=2}^{n-1}k\lg k\leq \frac{1}{2}n^{2}\lg n+\frac{1}{8}n^{2}$$
将 $\sum_{k=2}^{n-1}k\lg k$ 分成两个部分：
$$\sum_{k=2}^{n-1}k\lg k<\lg(\frac{n}{2})\sum_{k=2}^{n/2-1}k+\lg n\sum_{k=n/2}^{n-1}k=\lg n\sum_{k=2}^{n-1}k-\sum_{k=2}^{n/2-1}k$$
代入求和公式，并考虑 $k=1$ 的情况，有
$$\sum_{k=2}^{n-1}k\lg k\leq \frac{1}{2}n(n-2)\lg n-\frac{1}{2}(\frac{n}{2}-1)\frac{n}{2}\leq \frac{1}{2}n^{2}\lg n+\frac{1}{8}n^{2}$$
这样整道题目就证明了随机构造二叉树的高度的期望至多为 $\Theta(\lg n)$ 。
作者：一叶斋主人 出处：www.cnblogs.com/yiyezhai 本文版权归作者和博客园共有，欢迎转载，但未经作者同意必须保留此段声明，且在文章页面明显位置给出原文连接，否则保留追究法律责任的权利。
