- 作者:鄒祁峯
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- 博客:http://blog.csdn.net/qifengzou
- 日期:2013.12.24 21:00
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1 引言
在之前的博文中,本人對平衡二叉樹的處理做了較詳盡的分析,有興趣的朋友可以參閱博文《算法導論 之 平衡二叉樹 - 創建 插入 搜索 銷燬》和《算法導論 之 平衡二叉樹 - 刪除》。平衡二叉樹AVL是嚴格的平衡樹,在增刪結點時,其旋轉操作的次數較多;而紅黑樹RBT則通過非嚴格的平衡來換取增刪結點時旋轉次數的降低。在應用中,如果搜索次數大於增刪次數,則選擇平衡二叉樹更好一些;而如果搜索與增刪次數接近時,紅黑樹則是更好的選擇。在有些資料中顯示,紅黑樹的統計性能要優於平衡二叉樹。
2 性質分析
紅黑樹是一種二叉查找樹,但在每個節點上增加一個存儲位表示結點的顏色[RED或BLACK]。通過對任一結點到葉子結點的路徑上各個結點着色方式的限制,確保沒有一條路徑會是其他路徑的2倍,因而是接近平衡的!因此,它能保證在最壞情況下,基本的動態集合操作的時間複雜度爲O(log2@N)[log2@N:以2爲底數,N爲對數]。[注:理論上平衡二叉樹的性能要優於紅黑樹,但是仍處同一數量級]
圖1 紅黑樹
紅黑樹有以下5種性質,所有對紅黑樹的處理都是圍繞這5種性質進行的。但是想通過以下5種性質的簡單描述就期望能夠深入理解紅黑樹,這似乎是不太可能的事情。因此,下面將結合圖1對其5種性質進行分別的解析。
①、每個節點要麼是紅色的,要麼是黑色的;
解析:任何一個結點都有一種顏色 —— 非紅即黑。從圖1中可以清楚的看出這一點。
②、根結點是黑色的;
解析:根結點只能爲黑色,不可能爲紅色。如圖1中的根結點爲13,其爲黑色。
③、所有葉子結點(NIL)都是黑色的;
解析:在圖1中的所有葉子結點(NIL)的顏色只能爲黑色的,不可能爲紅色。
④、如果一個結點是紅色,則它的兩個兒子都是黑色的;
解析:如圖1中的結點6、8、17、22、27爲紅色結點,其左右孩子結點只能爲黑色。即:樹中決不允許存在兩個連續的紅色結點。[注:但是允許兩個連續的黑色結點]
⑤、對任何一個結點,從該結點通過其子孫結點到達葉子結點(NIL)的所有路徑上包含相同數目的黑結點。
解析:以根結點爲例,其通過子孫結點到達葉子節點(NIL)的路徑有如下幾種情況:
路徑1:13(b) -> 8(r) -> 1(b) -> 葉子(b) | 3個黑結點:13、1、葉子
路徑2:13(b) -> 8(r) -> 11(b) -> 葉子(b) | 3個黑結點:13、11、葉子
路徑3:13(b) -> 8(r) -> 1(b) -> 6(r) -> 葉子(b) | 3個黑結點:13、1、葉子
路徑4: 13(b) -> 17(r) -> 25(b) -> 22(r) -> 葉子(b) | 3個黑結點:13、25、葉子
路徑5: 13(b) -> 17(r) -> 25(b) -> 27(r) -> 葉子(b) | 3個黑結點:13、25、葉子
路徑6: 13(b) -> 17(r) -> 15(b) -> 葉子(b) | 3個黑結點:13、15、葉子
....
至此,大家應該能夠明白性質⑤的真實含義了。
爲了便於處理紅黑樹代碼的邊界條件,我們採用一個哨兵來代表NIL。對於一個紅黑樹而言,哨兵NIL是一個與樹內普通結點有相同域的對象。它的color域爲BLACK,而其他域(parent,lchild,rchild和key)的值我們並不關心。
總之,紅黑樹是通過以上5種性質的限制約束了該樹的平衡性能 —— 即:該樹上的最長路徑長度不可能大於最短路徑長度的2倍,從而確保對樹操作的時間複雜度達到O(log2@N)。
3 編碼實現
3.1 結構定義
①、常值定義:增強代碼可讀性、方便代碼修改
/* 常值定義 */
#define RBT_COLOR_BLACK 'b' /* 顏色:黑色 */
#define RBT_COLOR_RED 'r' /* 顏色:紅色 */
#define RBT_LCHILD (0) /* 類型:左孩子 */
#define RBT_RCHILD (1) /* 類型:右孩子 */
#define RBT_MAX_DEPTH (512) /* 棧的深度(棧處理紅黑樹時使用) */
代碼1 常值定義
②、節點結構:在二叉查找樹的結構基礎上,新增color字段
/* 結點結構 */
typedef struct _rbt_node_t
{
int key; /* 關鍵字 */
int color; /* 結點顏色: RBT_COLOR_BLACK(黑) 或 RBT_COLOR_RED(紅) */
struct _rbt_node_t *parent; /* 父節點 */
struct _rbt_node_t *lchild; /* 左孩子節點 */
struct _rbt_node_t *rchild; /* 右孩子節點 */
}rbt_node_t;
代碼2 結點結構
③、樹結構:sentinel字段用於表示葉子結點(NIL)。當樹內結點的左(右)孩子爲葉子結點時,則將左(右)孩子指針指向sentinel字段。
/* 紅黑樹結構 */
typedef struct
{
rbt_node_t *root; /* 根節點 */
rbt_node_t *sentinel; /* 哨兵節點 */
}rbt_tree_t;
代碼3 樹結構
④、錯誤碼:用來記錄錯誤返回的類型,以便快速的確定程序中存在的異常
/* 錯誤碼 */
typedef enum
{
RBT_SUCCESS /* 成功 */
, RBT_FAILED = ~0x7fffffff /* 失敗 */
, RBT_NODE_EXIST /* 結點存在 */
}rbt_ret_e;
代碼4 錯誤碼
⑤、宏定義:可有效的增強代碼的簡潔性、複用性、易讀性
#define rbt_set_color(node, c) ((node)->color = (c))
#define rbt_set_red(node) rbt_set_color(node, RBT_COLOR_RED)
#define rbt_set_black(node) rbt_set_color(node, RBT_COLOR_BLACK)
#define rbt_is_red(node) (RBT_COLOR_RED == (node)->color)
#define rbt_is_black(node) (RBT_COLOR_BLACK == (node)->color)
/* 設置左孩子 */
#define rbt_set_lchild(tree, node, left) \
{ \
(node)->lchild = (left); \
if (tree->sentinel != left) { \
(left)->parent = (node); \
} \
}
/* 設置右孩子 */
#define rbt_set_rchild(tree, node, right) \
{ \
(node)->rchild = (right); \
if (tree->sentinel != right) { \
(right)->parent = (node); \
} \
}
/* 設置孩子節點 */
#define rbt_set_child(tree, node, type, child) \
{ \
if (RBT_LCHILD == type) { \
rbt_set_lchild(tree, node, child); \
} \
else { \
rbt_set_rchild(tree, node, child); \
} \
}
代碼5 宏定義
3.2 創建對象
創建的初始紅黑樹對象是一棵空樹,其根節點爲NULL,但是此時必須爲葉子結點(哨兵)分配好空間,並將葉子結點的顏色置爲黑色(性質3),以方便後續對樹的操作處理。
/******************************************************************************
**函數名稱: rbt_creat
**功 能: 創建紅黑樹對象(對外接口)
**輸入參數: NONE
**輸出參數: NONE
**返 回: 紅黑樹對象地址
**實現描述:
**注意事項:
** 1、每個結點要麼是紅色的,要麼是黑色的;
** 2、根結點是黑色的;
** 3、所有葉子結點(NIL)都是黑色的;
** 4、如果一個結點是紅色,則它的兩個兒子都是黑色的;
** 5、對任何一個結點,從該結點通過其子孫結點到達葉子結點(NIL)
** 的所有路徑上包含相同數目的黑結點。
**作 者: # Qifeng.zou # 2013.12.24 #
******************************************************************************/
rbt_tree_t *rbt_creat(void)
{
rbt_tree_t *tree = NULL;
tree = (rbt_tree_t *)calloc(1, sizeof(rbt_tree_t));
if (NULL == tree) {
return NULL;
}
tree->sentinel = (rbt_node_t *)calloc(1, sizeof(rbt_node_t));
if (NULL == tree->sentinel) {
free(tree);
return NULL;
}
tree->sentinel->color = RBT_COLOR_BLACK;
tree->root = tree->sentinel;
return tree;
}
代碼6 創建對象
3.3 旋轉處理
在添加和刪除過程中,可能破壞紅黑樹的5個性質之一,和平衡二叉樹的處理相似,可通過旋轉來恢復紅黑樹的性質,但紅黑樹的旋轉只有右旋和左旋2種。
右旋處理:
以結點N爲支點,進行右旋轉的處理描述:結點N的左孩子A取代N的位置,並將結點A的右孩子AR作爲結點N的左孩子,再將結點N作爲結點A的右孩子。
圖2 右旋處理
[注:旋轉過程並不關注結點顏色]
右旋處理對應的代碼如下所示:
/******************************************************************************
**函數名稱: rbt_right_rotate
**功 能: 右旋處理
**輸入參數:
** tree: 紅黑樹
** node: 旋轉支點
**輸出參數: NONE
**返 回: RBT_SUCCESS:成功 RBT_FAILED:失敗
**實現描述:
** G G
** | |
** N -> L
** / \ / \
** L R LL N
** / \ / \ / \
** LL LR RL RR LR R
** / \
** RL RR
** 說明: 節點N爲旋轉支點
**注意事項:
**作 者: # Qifeng.zou # 2014.01.15 #
******************************************************************************/
void rbt_right_rotate(rbt_tree_t *tree, rbt_node_t *node)
{
rbt_node_t *parent = node->parent, *lchild = node->lchild;
if (tree->sentinel == parent) {
tree->root = lchild;
lchild->parent = tree->sentinel;
}
else if (node == parent->lchild) {
rbt_set_lchild(tree, parent, lchild);
}
else {
rbt_set_rchild(tree, parent, lchild);
}
rbt_set_lchild(tree, node, lchild->rchild);
rbt_set_rchild(tree, lchild, node);
}
代碼7 右旋處理
左旋處理:
以結點N爲支點,進行右旋轉的處理描述:結點N的左孩子B取代N的位置,並將結點B的左孩子BL作爲結點N的右孩子,再將結點N作爲結點B的左孩子。
圖3 左旋處理
[注:旋轉過程並不關注結點顏色]
左旋處理對應的代碼如下:
/******************************************************************************
**函數名稱: rbt_left_rotate
**功 能: 左旋處理
**輸入參數:
** tree: 紅黑樹
** node: 旋轉支點
**輸出參數: NONE
**返 回: RBT_SUCCESS:成功 RBT_FAILED:失敗
**實現描述:
** G G
** | |
** N -> R
** / \ / \
** L R N RR
** / \ / \ / \
** LL LR RL RR L RL
** / \
** LL LR
** 說明: 節點N爲旋轉支點
**注意事項:
**作 者: # Qifeng.zou # 2014.01.15 #
******************************************************************************/
void rbt_left_rotate(rbt_tree_t *tree, rbt_node_t *node)
{
rbt_node_t *parent = node->parent, *rchild = node->rchild;
if (tree->sentinel == parent) {
tree->root = rchild;
rchild->parent = tree->sentinel;
}
else if(node == parent->lchild) {
rbt_set_lchild(tree, parent, rchild);
}
else {
rbt_set_rchild(tree, parent, rchild);
}
rbt_set_rchild(tree, node, rchild->lchild);
rbt_set_lchild(tree, rchild, node);
}
代碼8 左旋處理
3.4 添加操作
1)當向一棵空樹中添加結點時,則新結點將作爲整棵樹根結點,且爲黑色(性質2);
圖4 空樹中添加根結點R
2)當向一棵非空樹中添加一個結點時,新結點的顏色都是爲紅色。添加成功後,需要判斷是否破壞了紅黑樹的5個性質。經過分析,可以發現,向非空樹中添加一個結點,不可能破壞性質1、2、3、5,唯一可能被破壞只有性質4 —— 出現2個連續的紅結點[新節點和父節點爲紅色],且性質4被破壞,只有如下六種情況:
============================================================================
前提1:父節點P爲祖父節點G的左孩子
============================================================================
情況1):叔結點U爲紅色
前提條件:新結點N和父結點P都爲紅色,父結點P爲G的左孩子
情況描述:叔結點U爲紅色時 [注:此時不必關心新結點N是左孩子還是右孩子]
處理過程:[代碼:參考rb_insert_fixup()中的case 1]
①、將父結點P和叔結點U的顏色改爲黑色,將祖父結點G改爲紅色
②、把祖父結點作爲下一次判斷的對象
圖5 叔結點U爲紅色,新結點N爲左孩子
圖6 叔結點U爲紅色,新結點N爲右孩子
情況2):叔結點爲黑色,新結點N爲右孩子
前提條件:新結點N和父結點P都爲紅色,父結點P爲G的左孩子
情況描述:叔結點U也爲黑色,新結點N爲右孩子時
處理過程:[代碼:參考rb_insert_fixup()中的case 2]
①、調整顏色:將父結點P改爲黑色,將祖父結點改爲紅色
②、向右旋轉90度:父結點P取代祖父結點G的位置,同時將父結點的右子樹PR作爲祖父結點G的左子樹,祖父結點G作爲父結點P的右孩子
③、把祖父結點的父結點GP改爲下一次判斷的對象
圖7 叔結點U爲黑色,新結點N爲左孩子
[注意:藍色結點表示顏色可能爲紅,也可能爲黑]
情況3):叔結點爲黑色,新結點N爲右孩子
前提條件:新結點N和父結點P都爲紅色,父結點P爲G的左孩子
情況描述:叔結點U也爲黑色,新結點N爲右孩子時
處理過程:[代碼:參考rb_insert_fixup()中的case 3]
①、向左旋轉90度:新結點N取代父結點P的位置,同時將新結點的左子樹NL作爲父結點P的右子樹,父結點P作爲新結點N的左孩子
②、把父結點P改爲下一次判斷的對象 [注意:經過①、②、③處理後,情況3演變了情況2]
圖8 叔結點U爲黑色 新結點N爲右孩子
[注意:藍色表示顏色可能爲紅,也可能爲黑]
============================================================================
前提2:父節點P爲祖父節點G的右孩子
============================================================================
情況4):叔結點U爲紅色
前提條件:新結點N和父結點P都爲紅色,父結點P爲祖父G的右孩子
情況描述:叔結點U爲紅色時 [注:此時不必關心新結點N是左孩子還是右孩子]
處理過程:[代碼:參考rb_insert_fixup()中的case 4]
①、將父結點P和叔結點U的顏色改爲黑色,將祖父結點G改爲紅色
②、把祖父結點作爲下一次判斷的對象
圖9 叔結點U爲紅色 新結點N爲右孩子
圖10 叔結點U爲紅色 新結點N爲左孩子
情況5):叔結點U爲黑色,新結點N爲父結點P的左孩子
前提條件:新結點N和父結點P都爲紅色,父結點P爲祖父結點G的右孩子
情況描述:叔結點U爲黑色,新結點N爲左孩子時
處理過程:[代碼:參考rb_insert_fixup()中的case 5]
①、向右旋轉90度:新結點N取代父結點G的位置,同時將新結點的右子樹NR作爲父結點G的左子樹,父結點G作爲新結點的右孩子
②、把父結點P改爲下一次判斷的對象[此時case 5演變爲case 6]
圖11 叔結點U爲黑色 新結點N爲左孩子
[注意:藍色表示顏色可能爲紅,也可能爲黑]
情況6):叔結點U爲黑色,新結點N爲父結點P的右孩子
前提條件:新結點N和父結點P都爲紅色,父結點P爲G的右孩子
情況描述:叔結點U爲黑色,新結點N爲右孩子時
處理過程:[代碼:參考rb_insert_fixup()中的case 6]
①、顏色調整:將祖父結點G改爲紅色,父結點P改爲黑色
②、向左旋轉90度:父結點P取代祖父結點G的位置,同時將父結點的左子樹PL作爲祖父結點G的右子樹,祖父結點G作爲父結點P的左孩子
③、把祖父結點的父結點GP改爲下一次判斷的對象
圖12 叔結點G爲黑色 新結點N爲右孩子
[注意:藍色表示顏色可能爲紅,也可能爲黑]
/******************************************************************************
**函數名稱: rbt_creat_node
**功 能: 創建關鍵字爲key的結點(內部接口)
**輸入參數:
** key: 紅黑樹
** color: 結點顏色
** type: 新結點是父結點的左孩子還是右孩子
** parent: 父結點
**輸出參數: NONE
**返 回: RB_SUCCESS:成功 RB_FAILED:失敗
**實現描述:
**注意事項: 新結點的左右孩子肯定是葉子結點
**作 者: # Qifeng.zou # 2013.12.23 #
******************************************************************************/
rbt_node_t *rbt_creat_node(rbt_tree_t *tree, int key, int color, int type, rbt_node_t *parent)
{
rbt_node_t *node = NULL;
node = (rbt_node_t *)calloc(1, sizeof(rbt_node_t));
if (NULL == node) {
return NULL;
}
node->color = color;
node->key = key;
node->lchild = tree->sentinel;
node->rchild = tree->sentinel;
if (NULL != parent) {
rbt_set_child(tree, parent, type, node);
}
else {
node->parent = tree->sentinel;
}
return node;
}
代碼9 創建key值結點
/******************************************************************************
**函數名稱: rbt_insert
**功 能: 向紅黑樹中增加節點(對外接口)
**輸入參數:
** tree: 紅黑樹
** key: 需被添加的關鍵字
**輸出參數: NONE
**返 回: RBT_SUCCESS:成功 RBT_FAILED:失敗 RBT_NODE_EXIST:節點存在
**實現描述:
** 1. 當根節點爲空時,直接添加
** 2. 將節點插入樹中, 檢查並修復新節點造成紅黑樹性質的破壞
**注意事項:
** 紅黑樹的5點性質:
** 1、每個結點要麼是紅色的,要麼是黑色的;
** 2、根結點是黑色的;
** 3、所有葉子結點(NIL)都是黑色的;
** 4、如果一個結點是紅色,則它的兩個兒子都是黑色的;
** 5、對任何一個結點,從該結點通過其子孫結點到達葉子結點(NIL)
** 的所有路徑上包含相同數目的黑結點。
**注意事項: 插入節點操作只可能破壞性質(4)
**作 者: # Qifeng.zou # 2013.12.23 #
******************************************************************************/
int rbt_insert(rbt_tree_t *tree, int key)
{
rbt_node_t *node = tree->root,
*add = NULL, *parent = NULL;
/* 1. 當根節點爲空時,直接添加 */
if (tree->sentinel == tree->root) {
/* 性質2: 根結點是黑色的 */
tree->root = rbt_creat_node(tree, key, RBT_COLOR_BLACK, 0, NULL);
if (tree->sentinel == tree->root) {
return RBT_FAILED;
}
return RBT_SUCCESS;
}
/* 2. 將節點插入樹中, 檢查並修復新節點造成紅黑樹性質的破壞 */
while (tree->sentinel != node) {
if (key == node->key) {
return RBT_NODE_EXIST;
}
else if (key < node->key) {
if (tree->sentinel == node->lchild) {
add = rbt_creat_node(tree, key, RBT_COLOR_RED, RBT_LCHILD, node);
if(NULL == add) {
return RBT_FAILED;
}
return rb_insert_fixup(tree, add); /* 防止紅黑樹的性質被破壞 */
}
node = node->lchild;
}
else {
if (tree->sentinel == node->rchild) {
add = rbt_creat_node(tree, key, RBT_COLOR_RED, RBT_RCHILD, node);
if (NULL == add) {
return RBT_FAILED;
}
return rb_insert_fixup(tree, add); /* 防止紅黑樹的性質被破壞 */
}
node = node->rchild;
}
}
return RBT_SUCCESS;
}
代碼10 增加key值結點(內部接口)
/******************************************************************************
**函數名稱: rb_insert_fixup
**功 能: 插入操作修復(內部接口)
**輸入參數:
** tree: 紅黑樹
** node: 新增節點的地址
**輸出參數: NONE
**返 回: RBT_SUCCESS:成功 RBT_FAILED:失敗
**實現描述:
** 1. 檢查紅黑樹性質是否被破壞
** 2. 如果被破壞,則進行對應的處理
**注意事項: 插入節點操作只可能破壞性質④
**作 者: # Qifeng.zou # 2013.12.23 #
******************************************************************************/
int rb_insert_fixup(rbt_tree_t *tree, rbt_node_t *node)
{
rbt_node_t *parent = NULL, *uncle = NULL, *grandpa = NULL, *gparent = NULL;
while (rbt_is_red(node)) {
parent = node->parent;
if (rbt_is_black(parent)) {
return RBT_SUCCESS;
}
grandpa = parent->parent;
if (parent == grandpa->lchild) { /* 父節點爲左節點 */
uncle = grandpa->rchild;
/* case 1: 父節點和叔節點爲紅色 */
if (rbt_is_red(uncle)) {
rbt_set_black(parent);
rbt_set_black(uncle);
if(grandpa != tree->root) {
rbt_set_red(grandpa);
}
node = grandpa;
continue;
}
/* case 2: 叔結點爲黑色,結點爲左孩子 */
else if (node == parent->lchild) {
/* 右旋轉: 以grandpa爲支點 */
gparent = grandpa->parent;
rbt_set_red(grandpa);
rbt_set_black(parent);
rbt_right_rotate(tree, grandpa);
node = gparent;
continue;
}
/* case 3: 叔結點爲黑色,結點爲右孩子 */
else {
/* 左旋轉: 以parent爲支點 */
rbt_left_rotate(tree, parent);
node = parent;
continue;
}
}
else { /* 父節點爲右孩子 */
uncle = grandpa->lchild;
/* case 1: 父節點和叔節點爲紅色 */
if (rbt_is_red(uncle)) {
rbt_set_black(parent);
rbt_set_black(uncle);
if (grandpa != tree->root) {
rbt_set_red(grandpa);
}
node = grandpa;
continue;
}
/* case 2: 叔結點爲黑色,結點爲左孩子 */
else if (node == parent->lchild) {
/* 右旋轉: 以parent爲支點 */
rbt_right_rotate(tree, parent);
node = parent;
continue;
}
/* case 3: 叔結點爲黑色,結點爲右孩子 */
else {
/* 左旋轉: 以grandpa爲支點 */
gparent = grandpa->parent;
rbt_set_black(parent);
rbt_set_red(grandpa);
rbt_left_rotate(tree, grandpa);
node = gparent;
continue;
}
}
}
return RBT_SUCCESS;
}
代碼11 紅黑樹修復
3.4 結果展示
調用函數rb_insert,隨機添加20個不同的關鍵字,其最終生成的紅黑樹如下圖所示: [注意:紅黑樹的打印可以參考《算法導論 之 紅黑樹 - 打印》]
圖13 打印構建
圖11對應的紅黑樹結構如下圖所示:
圖14 樹型結構
[注:未繪製葉子結點]