最近系統的學習了學習平衡樹(splay),現做如下總結。
何爲平衡樹
簡而言之,平衡樹是一種二叉樹。
何爲平衡呢?平衡樹的“平衡”是由於他的深度較爲平衡,一般穩定在log級別。
平衡樹的優勢
平衡樹因其“平衡”而保證了時間複雜度,減少了被卡的概率。
平衡樹的基本操作
1.旋轉(rotate(x)):將x旋轉到他的父親的位置。
我們如何操作呢?
利用一個性質:平衡樹因爲中序遍歷是有序的,所以他的左子樹的所有元素都比他小,右子樹都比他大。
設旋轉的點爲x,他的父親爲y,父親的父親爲z,son(a)表示a是他父親的左兒子還是右兒子。
此處分情況討論。y的左右兒子關係決定了x和z的大小關係。
因爲我們要保證平衡樹的平衡,所以若y是z的右兒子,那麼x必定比z大,所以我們把x接在z的右兒子處,若y是z的左兒子反之。
繼續討論y與x的大小關係:顯而易見與“x與y的大小關係”相反,把y接在x後即可。
void rotate(int x)
{
int y=fa[x],z=fa[y],b=son(x),c=son(y);
ch[z][c]=x,fa[x]=z;
if (ch[x][!b]) fa[ch[x][!b]]=y;
ch[y][b]=ch[x][!b],ch[x][!b]=y,fa[y]=x;
}
2.Splay(splay(x,p)):將x旋轉到p的兒子的位置。
這個操作是依靠rotate實現的。
分三種情況討論:
1.x和p是爺爺與兒子的關係,即只旋轉一次就可以到達位置:rotate(x)
2.son(x)和son(fa[x])不同:兩次rotate(x)
3.son(x)和son(fa[x])相同:rotate(fa[x]),rotate(x)
畫個圖就可以知道爲什麼。
void splay(int x,int p)
{
while (fa[x]!=p)
{
int y=fa[x],z=fa[y];
if (z==p)
rotate(x);
else
if (son(x)!=son(y))
rotate(x),rotate(x);
else
rotate(y),rotate(x);
}
if (!fa[x]) root=x;
}
3.查找前驅(find_qq(x))、後繼(find_hj(x)):查找一個最大的小於(小於等於)x的數、最小的大於(大於等於)x的數。
利用二叉查找樹的性質中序遍歷有序,我們每次比較當前節點和待查詢值的大小關係,決定下一步是往左子樹走還是往右子樹走。
int find_qq(int x)
{
ll now=root,ans=0;
while (now)
if (val[now]<=x)
ans=now,now=ch[now][1];
else
now=ch[now][0];
return ans;
}
int find_hj(int x)
{
ll now=root,ans=0;
while (now)
if (val[now]>x)
ans=now,now=ch[now][0];
else
now=ch[now][1];
return ans;
}
4.插入(insert(x)):插入一個數到平衡樹中。
找到x的前驅和後繼,將前驅旋轉到根(splay(qq,0)),後繼旋轉到根的右兒子(splay(hj,qq)),可以看出後繼的左兒子一定是空的,因爲後繼的左兒子小於他並且大於前驅很明顯是不存在的。故將新元素插入到後繼的左兒子處。
void insert(int x)
{
int qq=find_qq(x);
int hj=find_hj(x);
splay(qq,0);
splay(hj,qq);
ch[hj][0]=++cnt;
fa[cnt]=hj;
val[cnt]=x;
}
5.刪除(del(x)):刪除平衡樹中已有的元素x。
找到x的前驅,將其旋轉到根的位置,再找到x的後繼,旋轉到根的右兒子的位置,則根的右兒子的左兒子爲需刪除的元素,清空根的右兒子的左指針即可。
void del(int x)
{
int qq=find_qq(x-1);
int hj=find_hj(x);
splay(qq,0);
splay(hj,qq);
ch[hj][0]=0;
}
平衡樹的應用
查詢元素的前驅後繼,查詢元素排名,查詢排名爲k的元素,插入/刪除元素等。