Деревья. Построение дерева двоичного поиска

Содержание

Слайд 2

Обходы дерева Обход дерева – это способ методичного исследования узлов дерева,

Обходы дерева

Обход дерева – это способ методичного исследования узлов дерева, при

котором каждый узел проходится только один раз.
в глубину
Обходы
в ширину
Слайд 3

Обходы деревьев в глубину Пусть T – дерево, r- корень, v1,

Обходы деревьев в глубину

Пусть T – дерево, r- корень, v1, v2,…,

vn – сыновья вершины r.
Прямой (префиксный ) обход:
посетить корень r;
посетить в прямом порядке поддеревья с корнями v1, v2,…, vn .
Обратный (постфиксный) обход:
посетить в обратном порядке поддеревья с корнями v1, v2,…, vn;
посетить корень r.
Внутренний ( инфиксный) обход для бинарных деревьев:
посетить во внутреннем порядке левое поддерево корня r (если существует);
посетить корень r;
посетить во внутреннем порядке правое поддерево корня r (если существует).
Слайд 4

Обходы деревьев в глубину. Пример 1. Прямой Обратный Внутренний 1 2

Обходы деревьев в глубину. Пример 1.

Прямой Обратный Внутренний

1

2

6

3

7

8

4

5

9

10

10

4

9

3

5

8

1

1

5

6

7

2

2

10

6

3

7

9

8

4

Слайд 5

Обходы деревьев в глубину. Пример 2 + * a – d

Обходы деревьев в глубину. Пример 2

+ * a – d e

/ + f g c - префиксный обход
a d e – * f g + c / + - постфиксный обход
a * (d – e)+ (f + g) / c - инфиксный обход

+

*

/


+

c

d

e

f

a

g

Слайд 6

Обход дерева в ширину - это обход вершин дерева по уровням,

Обход дерева в ширину

- это обход вершин дерева по уровням, начиная

от корня, слева направо (или справа налево).
Алгоритм обхода дерева в ширину
Шаг 0:
Поместить в очередь корень дерева.
Шаг 1:
Взять из очереди очередную вершину. Поместить в очередь всех ее сыновей по порядку слева направо (справа налево).
Шаг 2:
Если очередь пуста, то конец обхода, иначе перейти на Шаг 1.
Слайд 7

Обход дерева в ширину. Пример b h i j k l

Обход дерева в ширину. Пример

b

h

i

j

k

l

d

e

f

a

g

b

i

h

a

j

k

l

d

e

f

g

Слайд 8

Представления деревьев Определение. Левое скобочное представление дерева Т (обозначается Lrep(Т)) можно

Представления деревьев

Определение. Левое скобочное представление дерева Т (обозначается Lrep(Т)) можно получить,

применяя к нему следующие рекурсивные правила:
Если корнем дерева Т служит вершина а с поддеревьями T1, Т2, . . ., Тn, расположенными в этом порядке (их корни — прямые потомки вершины а), то
Lrep(Т) = а (Lrep (T1), Lrep (Т2) , . . ., Lrep (Тn))
(2) Если корнем дерева Т служит вершина а, не имеющая прямых потомков, то Lrep (Т) = а.
Определение. Правое скобочное представление Rrep(Т) дерева Т:
Если корнем дерева Т служит вершина а с поддеревьями T1, Т2, . . ., Тn, то
Rrep(Т) = (Rrep(Т1), Rrep(T2), . . ., Rrep (Тn))а.
(2) Если корнем дерева Т служит вершина а, не имеющая прямых потомков, то Rrep(T) = а.
Слайд 9

Скобочные представления деревьев Lrep(T) = b ( h ( a, j

Скобочные представления деревьев

Lrep(T) = b ( h ( a, j (

d ) ), i ( k ( e, f, g ), l ) )
Rrep(T) = ( ( a, ( d ) j ) h, ( ( e, f, g ) k, l ) i ) b

b

h

i

j

k

l

d

e

f

a

g

Слайд 10

Представление дерева списком прямых предков Составляется список прямых предков для вершин

Представление дерева списком прямых предков

Составляется список прямых предков для вершин дерева

c номерами 1, 2, ..., n (именно в этом порядке). Чтобы опознать корень, будем считать, что его предок—это 0.

1

2

6

4

7

8

5

9

10

3

11

0 1 2 2 4 1 6 6 7 7 7

Слайд 11

Дерево двоичного поиска Определение. Деревом двоичного поиска для множества S называется

Дерево двоичного поиска

Определение. Деревом двоичного поиска для множества S называется помеченное

двоичное дерево, каждый узел v которого помечен элементом l(v)∈S так, что
l(u) < l(v) для каждого узла u из левого поддерева узла v,
l(w) > l(v) для каждого узла w из правого поддерева узла v,
для любого элемента a ∈S существует единственный узел v , такой что l(v) = a.
Слайд 12

Дерево двоичного поиска. Пример Пусть S = {1, 2, 3, 4,

Дерево двоичного поиска. Пример

Пусть S = {1, 2, 3, 4, 5,

6, 7, 8, 9, 10}

5

1

7

3

6

10

2

4

8

9

Слайд 13

Алгоритм просмотра дерева двоичного поиска Вход: Дерево T двоичного поиска для

Алгоритм просмотра дерева двоичного поиска

Вход: Дерево T двоичного поиска для множества

S, элемент a.
Выход: true если a∈S, false - в противном случае.
Метод: Если T = ∅, то выдать false, иначе выдать ПОИСК (a, r), где r – корень дерева T.
функция ПОИСК (a, v) : boolean
{
если a = l(v) то выдать true
иначе
если a < l(v) то
если v имеет левого сына w
то выдать ПОИСК (a, w)
иначе выдать false;
иначе
если v имеет правого сына w
то выдать ПОИСК (a, w)
иначе выдать false;
}
Слайд 14

Лабораторная работа: построение дерева двоичного поиска Вход: последовательность слов произвольной длины

Лабораторная работа: построение дерева двоичного поиска

Вход: последовательность слов произвольной длины (либо

с клавиатуры, либо из файла)
Выход: введенные слова выдаются в лексикографическом порядке (на экран или в файл)
Метод: каждое вновь введенное слово помещается в вершину дерева двоичного поиска. После окончания ввода дерево обходится в инфиксном порядке и слова распечатываются.
Слайд 15

Реализация бинарных деревьев на Си typedef struct node { char *word;

Реализация бинарных деревьев на Си

typedef struct node {
char *word;
struct node *left;
struct

node * right;
} tree;
void print_tree (tree *t)
{
if (!t) return;
print_tree(t->left);
printf (“%s\n”, t->word);
print_tree(t->right);
}
Слайд 16

Сбалансированные деревья Теорема. Среднее число сравнений, необходимых для вставки n случайных

Сбалансированные деревья

Теорема.
Среднее число сравнений, необходимых для вставки n случайных элементов

в дерево двоичного поиска, пустое в начале, равно O(n log2n) для n ≥ 1 .
(без доказательства).
Максимальное число сравнений O(n2) – для вырожденных деревьев.
Определение.
Дерево называется сбалансированным тогда и только тогда, когда высоты двух поддеревьев каждой из его вершин отличаются не более чем на единицу.
АВЛ-деревья
(1964 г. - Г.М.Адельсон-Вельский, Е.М. Ландис)
Слайд 17

Вставка элемента в сбалансированное дерево Пусть r – корень, L –

Вставка элемента в сбалансированное дерево

Пусть r – корень, L – левое

поддерево, R – правое поддерево. Предположим, что включение в L приведет к увеличению высоты на 1.
Возможны три случая:
hL = hR
hL < hR
hL > hR →нарушен принцип сбалансированности, дерево нужно перестраивать

r

L

R

hL

1

hR

Слайд 18

Вставка в левое поддерево A B 3 2 1 A B 3 2 1

Вставка в левое поддерево

A

B

3

2

1

A

B

3

2

1