《一文学会数据结构套路》
关键词：数据结构 LRU Tree
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前言
本文为数篇动态规划问题文章笔记整合，非简单拼凑，本着“只有亲身实践过并整理成体系才属于自己真正掌握的知识” 的理念写出一篇“一通百通”的文章，不要用您再多查太多资料，浪费宝贵时间，简单暴力吃透原理。后续每天更新，持续关注，欢迎留言讨论~。
3.1 手写 LRU 算法
相关推荐：
读完本文，你不仅学会了算法套路，还可以顺便去 LeetCode 上拿下如下题目：
LRU 算法就是一种缓存淘汰策略，原理不难，但是面试中写出没有 bug 的算法比较有技巧，需要对数据结构进行层层抽象和拆解，本文 labuladong 就给你写一手漂亮的代码。
计算机的缓存容量有限，如果缓存满了就要删除一些内容，给新内容腾位置。但问题是，删除哪些内容呢？我们肯定希望删掉哪些没什么用的缓存，而把有用的数据继续留在缓存里，方便之后继续使用。那么，什么样的数据，我们判定为「有用的」的数据呢？
LRU 缓存淘汰算法就是一种常用策略。LRU 的全称是 Least Recently Used，也就是说我们认为最近使用过的数据应该是是「有用的」，很久都没用过的数据应该是无用的，内存满了就优先删那些很久没用过的数据。
举个简单的例子，安卓手机都可以把软件放到后台运行，比如我先后打开了「设置」「手机管家」「日历」，那么现在他们在后台排列的顺序是这样的：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-w7dXsHZt-1614679262984)(…/pictures/LRU%E7%AE%97%E6%B3%95/1.jpg)]
但是这时候如果我访问了一下「设置」界面，那么「设置」就会被提前到第一个，变成这样：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-wU6fUyLh-1614679262985)(…/pictures/LRU%E7%AE%97%E6%B3%95/2.jpg)]
假设我的手机只允许我同时开 3 个应用程序，现在已经满了。那么如果我新开了一个应用「时钟」，就必须关闭一个应用为「时钟」腾出一个位置，关那个呢？
按照 LRU 的策略，就关最底下的「手机管家」，因为那是最久未使用的，然后把新开的应用放到最上面：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-l7UamO5y-1614679262987)(…/pictures/LRU%E7%AE%97%E6%B3%95/3.jpg)]
现在你应该理解 LRU（Least Recently Used）策略了。当然还有其他缓存淘汰策略，比如不要按访问的时序来淘汰，而是按访问频率（LFU 策略）来淘汰等等，各有应用场景。本文讲解 LRU 算法策略。
一、LRU 算法描述
力扣第 146 题「LRU缓存机制」就是让你设计数据结构：
首先要接收一个 capacity 参数作为缓存的最大容量，然后实现两个 API，一个是 put(key, val) 方法存入键值对，另一个是 get(key) 方法获取 key 对应的 val，如果 key 不存在则返回 -1。
注意哦，get 和 put 方法必须都是 O(1) 的时间复杂度，我们举个具体例子来看看 LRU 算法怎么工作。
/* 缓存容量为 2 */
LRUCache cache = new LRUCache(2);
// 你可以把 cache 理解成一个队列
// 假设左边是队头，右边是队尾
// 最近使用的排在队头，久未使用的排在队尾
// 圆括号表示键值对 (key, val)
cache.put(1, 1);
// cache = [(1, 1)]
cache.put(2, 2);
// cache = [(2, 2), (1, 1)]
cache.get(1); // 返回 1
// cache = [(1, 1), (2, 2)]
// 解释：因为最近访问了键 1，所以提前至队头
// 返回键 1 对应的值 1
cache.put(3, 3);
// cache = [(3, 3), (1, 1)]
// 解释：缓存容量已满，需要删除内容空出位置
// 优先删除久未使用的数据，也就是队尾的数据
// 然后把新的数据插入队头
cache.get(2); // 返回 -1 (未找到)
// cache = [(3, 3), (1, 1)]
// 解释：cache 中不存在键为 2 的数据
cache.put(1, 4);
// cache = [(1, 4), (3, 3)]
// 解释：键 1 已存在，把原始值 1 覆盖为 4
// 不要忘了也要将键值对提前到队头
二、LRU 算法设计
分析上面的操作过程，要让 put 和 get 方法的时间复杂度为 O(1)，我们可以总结出 cache 这个数据结构必要的条件：
1、显然 cache 中的元素必须有时序，以区分最近使用的和久未使用的数据，当容量满了之后要删除最久未使用的那个元素腾位置。
2、我们要在 cache 中快速找某个 key 是否已存在并得到对应的 val；
3、每次访问 cache 中的某个 key，需要将这个元素变为最近使用的，也就是说 cache 要支持在任意位置快速插入和删除元素。
那么，什么数据结构同时符合上述条件呢？哈希表查找快，但是数据无固定顺序；链表有顺序之分，插入删除快，但是查找慢。所以结合一下，形成一种新的数据结构：哈希链表 LinkedHashMap。
LRU 缓存算法的核心数据结构就是哈希链表，双向链表和哈希表的结合体。这个数据结构长这样：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-mR3DI6ly-1614679262990)(…/pictures/LRU%E7%AE%97%E6%B3%95/4.jpg)]
借助这个结构，我们来逐一分析上面的 3 个条件：
1、如果我们每次默认从链表尾部添加元素，那么显然越靠尾部的元素就是最近使用的，越靠头部的元素就是最久未使用的。
2、对于某一个 key，我们可以通过哈希表快速定位到链表中的节点，从而取得对应 val。
3、链表显然是支持在任意位置快速插入和删除的，改改指针就行。只不过传统的链表无法按照索引快速访问某一个位置的元素，而这里借助哈希表，可以通过 key 快速映射到任意一个链表节点，然后进行插入和删除。
也许读者会问，为什么要是双向链表，单链表行不行？另外，既然哈希表中已经存了 key，为什么链表中还要存 key 和 val 呢，只存 val 不就行了？
想的时候都是问题，只有做的时候才有答案。这样设计的原因，必须等我们亲自实现 LRU 算法之后才能理解，所以我们开始看代码吧～
三、代码实现
很多编程语言都有内置的哈希链表或者类似 LRU 功能的库函数，但是为了帮大家理解算法的细节，我们先自己造轮子实现一遍 LRU 算法，然后再使用 Java 内置的 LinkedHashMap 来实现一遍。
首先，我们把双链表的节点类写出来，为了简化，key 和 val 都认为是 int 类型：
class Node {
public int key, val;
public Node next, prev;
public Node(int k, int v) {
this.key = k;
this.val = v;
}
}
然后依靠我们的 Node 类型构建一个双链表，实现几个 LRU 算法必须的 API：
class DoubleList {
// 头尾虚节点
private Node head, tail;
// 链表元素数
private int size;
public DoubleList() {
// 初始化双向链表的数据
head = new Node(0, 0);
tail = new Node(0, 0);
head.next = tail;
tail.prev = head;
size = 0;
}
// 在链表尾部添加节点 x，时间 O(1)
public void addLast(Node x) {
x.prev = tail.prev;
x.next = tail;
tail.prev.next = x;
tail.prev = x;
size++;
}
// 删除链表中的 x 节点（x 一定存在）
// 由于是双链表且给的是目标 Node 节点，时间 O(1)
public void remove(Node x) {
x.prev.next = x.next;
x.next.prev = x.prev;
size--;
}
// 删除链表中第一个节点，并返回该节点，时间 O(1)
public Node removeFirst() {
if (head.next == tail)
return null;
Node first = head.next;
remove(first);
return first;
}
// 返回链表长度，时间 O(1)
public int size() {
return size; }
}
到这里就能回答刚才「为什么必须要用双向链表」的问题了，因为我们需要删除操作。删除一个节点不光要得到该节点本身的指针，也需要操作其前驱节点的指针，而双向链表才能支持直接查找前驱，保证操作的时间复杂度 O(1)。
注意我们实现的双链表 API 只能从尾部插入，也就是说靠尾部的数据是最近使用的，靠头部的数据是最久为使用的。
有了双向链表的实现，我们只需要在 LRU 算法中把它和哈希表结合起来即可，先搭出代码框架：
class LRUCache {
// key -> Node(key, val)
private HashMap<Integer, Node> map;
// Node(k1, v1) <-> Node(k2, v2)...
private DoubleList cache;
// 最大容量
private int cap;
public LRUCache(int capacity) {
this.cap = capacity;
map = new HashMap<>();
cache = new DoubleList();
}
先不慌去实现 LRU 算法的 get 和 put 方法。由于我们要同时维护一个双链表 cache 和一个哈希表 map，很容易漏掉一些操作，比如说删除某个 key 时，在 cache 中删除了对应的 Node，但是却忘记在 map 中删除 key。
解决这种问题的有效方法是：在这两种数据结构之上提供一层抽象 API。
说的有点玄幻，实际上很简单，就是尽量让 LRU 的主方法 get 和 put 避免直接操作 map 和 cache 的细节。我们可以先实现下面几个函数：
/* 将某个 key 提升为最近使用的 */
private void makeRecently(int key) {
Node x = map.get(key);
// 先从链表中删除这个节点
cache.remove(x);
// 重新插到队尾
cache.addLast(x);
}
/* 添加最近使用的元素 */
private void addRecently(int key, int val) {
Node x = new Node(key, val);
// 链表尾部就是最近使用的元素
cache.addLast(x);
// 别忘了在 map 中添加 key 的映射
map.put(key, x);
}
/* 删除某一个 key */
private void deleteKey(int key) {
Node x = map.get(key);
// 从链表中删除
cache.remove(x);
// 从 map 中删除
map.remove(key);
}
/* 删除最久未使用的元素 */
private void removeLeastRecently() {
// 链表头部的第一个元素就是最久未使用的
Node deletedNode = cache.removeFirst();
// 同时别忘了从 map 中删除它的 key
int deletedKey = deletedNode.key;
map.remove(deletedKey);
}
这里就能回答之前的问答题「为什么要在链表中同时存储 key 和 val，而不是只存储 val」，注意 removeLeastRecently 函数中，我们需要用 deletedNode 得到 deletedKey。
也就是说，当缓存容量已满，我们不仅仅要删除最后一个 Node 节点，还要把 map 中映射到该节点的 key 同时删除，而这个 key 只能由 Node 得到。如果 Node 结构中只存储 val，那么我们就无法得知 key 是什么，就无法删除 map 中的键，造成错误。
上述方法就是简单的操作封装，调用这些函数可以避免直接操作 cache 链表和 map 哈希表，下面我先来实现 LRU 算法的 get 方法：
public int get(int key) {
if (!map.containsKey(key)) {
return -1;
}
// 将该数据提升为最近使用的
makeRecently(key);
return map.get(key).val;
}
put 方法稍微复杂一些，我们先来画个图搞清楚它的逻辑：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-HjBLAXzo-1614679262991)(…/pictures/LRU算法/put.jpg)]
这样我们可以轻松写出 put 方法的代码：
public void put(int key, int val) {
if (map.containsKey(key)) {
// 删除旧的数据
deleteKey(key);
// 新插入的数据为最近使用的数据
addRecently(key, val);
return;
}
if (cap == cache.size()) {
// 删除最久未使用的元素
removeLeastRecently();
}
// 添加为最近使用的元素
addRecently(key, val);
}
至此，你应该已经完全掌握 LRU 算法的原理和实现了，我们最后用 Java 的内置类型 LinkedHashMap 来实现 LRU 算法，逻辑和之前完全一致，我就不过多解释了：
class LRUCache {
int cap;
LinkedHashMap<Integer, Integer> cache = new LinkedHashMap<>();
public LRUCache(int capacity) {
this.cap = capacity;
}
public int get(int key) {
if (!cache.containsKey(key)) {
return -1;
}
// 将 key 变为最近使用
makeRecently(key);
return cache.get(key);
}
public void put(int key, int val) {
if (cache.containsKey(key)) {
// 修改 key 的值
cache.put(key, val);
// 将 key 变为最近使用
makeRecently(key);
return;
}
if (cache.size() >= this.cap) {
// 链表头部就是最久未使用的 key
int oldestKey = cache.keySet().iterator().next();
cache.remove(oldestKey);
}
// 将新的 key 添加链表尾部
cache.put(key, val);
}
private void makeRecently(int key) {
int val = cache.get(key);
// 删除 key，重新插入到队尾
cache.remove(key);
cache.put(key, val);
}
}
至此，LRU 算法就没有什么神秘的了，敬请期待下文：LFU 算法拆解与实现。
== 其他语言代码 ==
"""
所谓LRU缓存，根本的难点在于记录最久被使用的键值对，这就设计到排序的问题，
在python中，天生具备排序功能的字典就是OrderDict。
注意到，记录最久未被使用的键值对的充要条件是将每一次put/get的键值对都定义为
最近访问，那么最久未被使用的键值对自然就会排到最后。
如果你深入python OrderDict的底层实现，就会知道它的本质是个双向链表+字典。
它内置支持了
1. move_to_end来重排链表顺序，它可以让我们将最近访问的键值对放到最后面
2. popitem来弹出键值对，它既可以弹出最近的，也可以弹出最远的，弹出最远的就是我们要的操作。
"""
from collections import OrderedDict
class LRUCache:
def __init__(self, capacity: int):
self.capacity = capacity # cache的容量
self.visited = OrderedDict() # python内置的OrderDict具备排序的功能
def get(self, key: int) -> int:
if key not in self.visited:
return -1
self.visited.move_to_end(key) # 最近访问的放到链表最后，维护好顺序
return self.visited[key]
def put(self, key: int, value: int) -> None:
if key not in self.visited and len(self.visited) == self.capacity:
# last=False时，按照FIFO顺序弹出键值对
# 因为我们将最近访问的放到最后，所以最远访问的就是最前的，也就是最first的，故要用FIFO顺序
self.visited.popitem(last=False)
self.visited[key]=value
self.visited.move_to_end(key) # 最近访问的放到链表最后，维护好顺序
3.2 手撸 LFU 算法
相关推荐：
读完本文，你不仅学会了算法套路，还可以顺便去 LeetCode 上拿下如下题目：
上篇文章 带你手写LRU算法 写了 LRU 缓存淘汰算法的实现方法，本文来写另一个著名的缓存淘汰算法：LFU 算法。
LRU 算法的淘汰策略是 Least Recently Used，也就是每次淘汰那些最久没被使用的数据；而 LFU 算法的淘汰策略是 Least Frequently Used，也就是每次淘汰那些使用次数最少的数据。
LRU 算法的核心数据结构是使用哈希链表 LinkedHashMap，首先借助链表的有序性使得链表元素维持插入顺序，同时借助哈希映射的快速访问能力使得我们可以在 O(1) 时间访问链表的任意元素。
从实现难度上来说，LFU 算法的难度大于 LRU 算法，因为 LRU 算法相当于把数据按照时间排序，这个需求借助链表很自然就能实现，你一直从链表头部加入元素的话，越靠近头部的元素就是新的数据，越靠近尾部的元素就是旧的数据，我们进行缓存淘汰的时候只要简单地将尾部的元素淘汰掉就行了。
而 LFU 算法相当于是把数据按照访问频次进行排序，这个需求恐怕没有那么简单，而且还有一种情况，如果多个数据拥有相同的访问频次，我们就得删除最早插入的那个数据。也就是说 LFU 算法是淘汰访问频次最低的数据，如果访问频次最低的数据有多条，需要淘汰最旧的数据。
所以说 LFU 算法是要复杂很多的，而且经常出现在面试中，因为 LFU 缓存淘汰算法在工程实践中经常使用，也有可能是应该 LRU 算法太简单了。不过话说回来，这种著名的算法的套路都是固定的，关键是由于逻辑较复杂，不容易写出漂亮且没有 bug 的代码。
那么本文 labuladong 就带你拆解 LFU 算法，自顶向下，逐步求精，就是解决复杂问题的不二法门。
一、算法描述
要求你写一个类，接受一个 capacity 参数，实现 get 和 put 方法：
class LFUCache {
// 构造容量为 capacity 的缓存
public LFUCache(int capacity) {
}
// 在缓存中查询 key
public int get(int key) {
}
// 将 key 和 val 存入缓存
public void put(int key, int val) {
}
}
get(key) 方法会去缓存中查询键 key，如果 key 存在，则返回 key 对应的 val，否则返回 -1。
put(key, value) 方法插入或修改缓存。如果 key 已存在，则将它对应的值改为 val；如果 key 不存在，则插入键值对 (key, val)。
当缓存达到容量 capacity 时，则应该在插入新的键值对之前，删除使用频次（后文用 freq 表示）最低的键值对。如果 freq 最低的键值对有多个，则删除其中最旧的那个。
// 构造一个容量为 2 的 LFU 缓存
LFUCache cache = new LFUCache(2);
// 插入两对 (key, val)，对应的 freq 为 1
cache.put(1, 10);
cache.put(2, 20);
// 查询 key 为 1 对应的 val
// 返回 10，同时键 1 对应的 freq 变为 2
cache.get(1);
// 容量已满，淘汰 freq 最小的键 2
// 插入键值对 (3, 30)，对应的 freq 为 1
cache.put(3, 30);
// 键 2 已经被淘汰删除，返回 -1
cache.get(2);
二、思路分析
一定先从最简单的开始，根据 LFU 算法的逻辑，我们先列举出算法执行过程中的几个显而易见的事实：
1、调用 get(key) 方法时，要返回该 key 对应的 val。
2、只要用 get 或者 put 方法访问一次某个 key，该 key 的 freq 就要加一。
3、如果在容量满了的时候进行插入，则需要将 freq 最小的 key 删除，如果最小的 freq 对应多个 key，则删除其中最旧的那一个。
好的，我们希望能够在 O(1) 的时间内解决这些需求，可以使用基本数据结构来逐个击破：
1、使用一个 HashMap 存储 key 到 val 的映射，就可以快速计算 get(key)。
HashMap<Integer, Integer> keyToVal;
2、使用一个 HashMap 存储 key 到 freq 的映射，就可以快速操作 key 对应的 freq。
HashMap<Integer, Integer> keyToFreq;
3、这个需求应该是 LFU 算法的核心，所以我们分开说。
3.1、首先，肯定是需要 freq 到 key 的映射，用来找到 freq 最小的 key。
3.2、将 freq 最小的 key 删除，那你就得快速得到当前所有 key 最小的 freq 是多少。想要时间复杂度 O(1) 的话，肯定不能遍历一遍去找，那就用一个变量 minFreq 来记录当前最小的 freq 吧。
3.3、可能有多个 key 拥有相同的 freq，所以 freq 对 key 是一对多的关系，即一个 freq 对应一个 key 的列表。
3.4、希望 freq 对应的 key 的列表是存在时序的，便于快速查找并删除最旧的 key。
3.5、希望能够快速删除 key 列表中的任何一个 key，因为如果频次为 freq 的某个 key 被访问，那么它的频次就会变成 freq+1，就应该从 freq 对应的 key 列表中删除，加到 freq+1 对应的 key 的列表中。
HashMap<Integer, LinkedHashSet<Integer>> freqToKeys;
int minFreq = 0;
介绍一下这个 LinkedHashSet，它满足我们 3.3，3.4，3.5 这几个要求。你会发现普通的链表 LinkedList 能够满足 3.3，3.4 这两个要求，但是由于普通链表不能快速访问链表中的某一个节点，所以无法满足 3.5 的要求。
LinkedHashSet 顾名思义，是链表和哈希集合的结合体。链表不能快速访问链表节点，但是插入元素具有时序；哈希集合中的元素无序，但是可以对元素进行快速的访问和删除。
那么，它俩结合起来就兼具了哈希集合和链表的特性，既可以在 O(1) 时间内访问或删除其中的元素，又可以保持插入的时序，高效实现 3.5 这个需求。
综上，我们可以写出 LFU 算法的基本数据结构：
class LFUCache {
// key 到 val 的映射，我们后文称为 KV 表
HashMap<Integer, Integer> keyToVal;
// key 到 freq 的映射，我们后文称为 KF 表
HashMap<Integer, Integer> keyToFreq;
// freq 到 key 列表的映射，我们后文称为 FK 表
HashMap<Integer, LinkedHashSet<Integer>> freqToKeys;
// 记录最小的频次
int minFreq;
// 记录 LFU 缓存的最大容量
int cap;
public LFUCache(int capacity) {
keyToVal = new HashMap<>();
keyToFreq = new HashMap<>();
freqToKeys = new HashMap<>();
this.cap = capacity;
this.minFreq = 0;
}
public int get(int key) {
}
public void put(int key, int val) {
}
}
三、代码框架
LFU 的逻辑不难理解，但是写代码实现并不容易，因为你看我们要维护 KV 表，KF 表，FK 表三个映射，特别容易出错。对于这种情况，labuladong 教你三个技巧：
1、不要企图上来就实现算法的所有细节，而应该自顶向下，逐步求精，先写清楚主函数的逻辑框架，然后再一步步实现细节。
2、搞清楚映射关系，如果我们更新了某个 key 对应的 freq，那么就要同步修改 KF 表和 FK 表，这样才不会出问题。
3、画图，画图，画图，重要的话说三遍，把逻辑比较复杂的部分用流程图画出来，然后根据图来写代码，可以极大减少出错的概率。
下面我们先来实现 get(key) 方法，逻辑很简单，返回 key 对应的 val，然后增加 key 对应的 freq：
public int get(int key) {
if (!keyToVal.containsKey(key)) {
return -1;
}
// 增加 key 对应的 freq
increaseFreq(key);
return keyToVal.get(key);
}
增加key对应的freq是 LFU 算法的核心，所以我们干脆直接抽象成一个函数increaseFreq，这样get方法看起来就简洁清晰了对吧。
下面来实现put(key, val)方法，逻辑略微复杂，我们直接画个图来看：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-tXXaKYuL-1614679379946)(…\pictures\LFU\1.jpg)]
这图就是随手画的，不是什么正规的程序流程图，但是算法逻辑一目了然，看图可以直接写出put方法的逻辑：
public void put(int key, int val) {
if (this.cap <= 0) return;
/* 若 key 已存在，修改对应的 val 即可 */
if (keyToVal.containsKey(key)) {
keyToVal.put(key, val);
// key 对应的 freq 加一
increaseFreq(key);
return;
}
/* key 不存在，需要插入 */
/* 容量已满的话需要淘汰一个 freq 最小的 key */
if (this.cap <= keyToVal.size()) {
removeMinFreqKey();
}
/* 插入 key 和 val，对应的 freq 为 1 */
// 插入 KV 表
keyToVal.put(key, val);
// 插入 KF 表
keyToFreq.put(key, 1);
// 插入 FK 表
freqToKeys.putIfAbsent(1, new LinkedHashSet<>());
freqToKeys.get(1).add(key);
// 插入新 key 后最小的 freq 肯定是 1
this.minFreq = 1;
}
increaseFreq和removeMinFreqKey方法是 LFU 算法的核心，我们下面来看看怎么借助KV表，KF表，FK表这三个映射巧妙完成这两个函数。
四、LFU 核心逻辑
首先来实现removeMinFreqKey函数：
private void removeMinFreqKey() {
// freq 最小的 key 列表
LinkedHashSet<Integer> keyList = freqToKeys.get(this.minFreq);
// 其中最先被插入的那个 key 就是该被淘汰的 key
int deletedKey = keyList.iterator().next();
/* 更新 FK 表 */
keyList.remove(deletedKey);
if (keyList.isEmpty()) {
freqToKeys.remove(this.minFreq);
// 问：这里需要更新 minFreq 的值吗？
}
/* 更新 KV 表 */
keyToVal.remove(deletedKey);
/* 更新 KF 表 */
keyToFreq.remove(deletedKey);
}
删除某个键key肯定是要同时修改三个映射表的，借助minFreq参数可以从FK表中找到freq最小的keyList，根据时序，其中第一个元素就是要被淘汰的deletedKey，操作三个映射表删除这个key即可。
但是有个细节问题，如果keyList中只有一个元素，那么删除之后minFreq对应的key列表就为空了，也就是minFreq变量需要被更新。如何计算当前的minFreq是多少呢？
实际上没办法快速计算minFreq，只能线性遍历FK表或者KF表来计算，这样肯定不能保证 O(1) 的时间复杂度。
但是，其实这里没必要更新minFreq变量，因为你想想removeMinFreqKey这个函数是在什么时候调用？在put方法中插入新key时可能调用。而你回头看put的代码，插入新key时一定会把minFreq更新成 1，所以说即便这里minFreq变了，我们也不需要管它。
下面来实现increaseFreq函数：
private void increaseFreq(int key) {
int freq = keyToFreq.get(key);
/* 更新 KF 表 */
keyToFreq.put(key, freq + 1);
/* 更新 FK 表 */
// 将 key 从 freq 对应的列表中删除
freqToKeys.get(freq).remove(key);
// 将 key 加入 freq + 1 对应的列表中
freqToKeys.putIfAbsent(freq + 1, new LinkedHashSet<>());
freqToKeys.get(freq + 1).add(key);
// 如果 freq 对应的列表空了，移除这个 freq
if (freqToKeys.get(freq).isEmpty()) {
freqToKeys.remove(freq);
// 如果这个 freq 恰好是 minFreq，更新 minFreq
if (freq == this.minFreq) {
this.minFreq++;
}
}
}
更新某个key的freq肯定会涉及FK表和KF表，所以我们分别更新这两个表就行了。
和之前类似，当FK表中freq对应的列表被删空后，需要删除FK表中freq这个映射。如果这个freq恰好是minFreq，说明minFreq变量需要更新。
能不能快速找到当前的minFreq呢？这里是可以的，因为我们刚才把key的freq加了 1 嘛，所以minFreq也加 1 就行了。
至此，经过层层拆解，LFU 算法就完成了。
3.3 二叉搜索树操作集锦
相关推荐：
读完本文，你不仅学会了算法套路，还可以顺便去 LeetCode 上拿下如下题目：
通过之前的文章框架思维，二叉树的遍历框架应该已经印到你的脑子里了，这篇文章就来实操一下，看看框架思维是怎么灵活运用，秒杀一切二叉树问题的。
二叉树算法的设计的总路线：明确一个节点要做的事情，然后剩下的事抛给框架。
void traverse(TreeNode root) {
// root 需要做什么？在这做。
// 其他的不用 root 操心，抛给框架
traverse(root.left);
traverse(root.right);
}
举两个简单的例子体会一下这个思路，热热身。
1. 如何把二叉树所有的节点中的值加一？
void plusOne(TreeNode root) {
if (root == null) return;
root.val += 1;
plusOne(root.left);
plusOne(root.right);
}
2. 如何判断两棵二叉树是否完全相同？
boolean isSameTree(TreeNode root1, TreeNode root2) {
// 都为空的话，显然相同
if (root1 == null && root2 == null) return true;
// 一个为空，一个非空，显然不同
if (root1 == null || root2 == null) return false;
// 两个都非空，但 val 不一样也不行
if (root1.val != root2.val) return false;
// root1 和 root2 该比的都比完了
return isSameTree(root1.left, root2.left)
&& isSameTree(root1.right, root2.right);
}
借助框架，上面这两个例子不难理解吧？如果可以理解，那么所有二叉树算法你都能解决。
二叉搜索树（Binary Search Tree，简称 BST）是一种很常用的的二叉树。它的定义是：一个二叉树中，任意节点的值要大于等于左子树所有节点的值，且要小于等于右边子树的所有节点的值。
如下就是一个符合定义的 BST：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-jqwfGQY7-1614679433579)(…/pictures/BST/BST_example.png)]
下面实现 BST 的基础操作：判断 BST 的合法性、增、删、查。其中“删”和“判断合法性”略微复杂。
零、判断 BST 的合法性
这里是有坑的哦，我们按照刚才的思路，每个节点自己要做的事不就是比较自己和左右孩子吗？看起来应该这样写代码：
boolean isValidBST(TreeNode root) {
if (root == null) return true;
if (root.left != null && root.val <= root.left.val) return false;
if (root.right != null && root.val >= root.right.val) return false;
return isValidBST(root.left)
&& isValidBST(root.right);
}
但是这个算法出现了错误，BST 的每个节点应该要小于右边子树的所有节点，下面这个二叉树显然不是 BST，但是我们的算法会把它判定为 BST。
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-2vs1j2MB-1614679433581)(…/pictures/BST/假BST.png)]
出现错误，不要慌张，框架没有错，一定是某个细节问题没注意到。我们重新看一下 BST 的定义，root 需要做的不只是和左右子节点比较，而是要整个左子树和右子树所有节点比较。怎么办，鞭长莫及啊！
这种情况，我们可以使用辅助函数，增加函数参数列表，在参数中携带额外信息，请看正确的代码：
boolean isValidBST(TreeNode root) {
return isValidBST(root, null, null);
}
boolean isValidBST(TreeNode root, TreeNode min, TreeNode max) {
if (root == null) return true;
if (min != null && root.val <= min.val) return false;
if (max != null && root.val >= max.val) return false;
return isValidBST(root.left, min, root)
&& isValidBST(root.right, root, max);
}
一、在 BST 中查找一个数是否存在
根据我们的指导思想，可以这样写代码：
boolean isInBST(TreeNode root, int target) {
if (root == null) return false;
if (root.val == target) return true;
return isInBST(root.left, target)
|| isInBST(root.right, target);
}
这样写完全正确，充分证明了你的框架性思维已经养成。现在你可以考虑一点细节问题了：如何充分利用信息，把 BST 这个“左小右大”的特性用上？
很简单，其实不需要递归地搜索两边，类似二分查找思想，根据 target 和 root.val 的大小比较，就能排除一边。我们把上面的思路稍稍改动：
boolean isInBST(TreeNode root, int target) {
if (root == null) return false;
if (root.val == target)
return true;
if (root.val < target)
return isInBST(root.right, target);
if (root.val > target)
return isInBST(root.left, target);
// root 该做的事做完了，顺带把框架也完成了，妙
}
于是，我们对原始框架进行改造，抽象出一套针对 BST 的遍历框架：
void BST(TreeNode root, int target) {
if (root.val == target)
// 找到目标，做点什么
if (root.val < target)
BST(root.right, target);
if (root.val > target)
BST(root.left, target);
}
二、在 BST 中插入一个数
对数据结构的操作无非遍历 + 访问，遍历就是“找”，访问就是“改”。具体到这个问题，插入一个数，就是先找到插入位置，然后进行插入操作。
上一个问题，我们总结了 BST 中的遍历框架，就是“找”的问题。直接套框架，加上“改”的操作即可。一旦涉及“改”，函数就要返回 TreeNode 类型，并且对递归调用的返回值进行接收。
TreeNode insertIntoBST(TreeNode root, int val) {
// 找到空位置插入新节点
if (root == null) return new TreeNode(val);
// if (root.val == val)
// BST 中一般不会插入已存在元素
if (root.val < val)
root.right = insertIntoBST(root.right, val);
if (root.val > val)
root.left = insertIntoBST(root.left, val);
return root;
}
三、在 BST 中删除一个数
这个问题稍微复杂，不过你有框架指导，难不住你。跟插入操作类似，先“找”再“改”，先把框架写出来再说：
TreeNode deleteNode(TreeNode root, int key) {
if (root.val == key) {
// 找到啦，进行删除
} else if (root.val > key) {
root.left = deleteNode(root.left, key);
} else if (root.val < key) {
root.right = deleteNode(root.right, key);
}
return root;
}
找到目标节点了，比方说是节点 A，如何删除这个节点，这是难点。因为删除节点的同时不能破坏 BST 的性质。有三种情况，用图片来说明。
情况 1：A 恰好是末端节点，两个子节点都为空，那么它可以当场去世了。
图片来自 LeetCode
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-uCIQoH97-1614679433582)(…/pictures/BST/bst_deletion_case_1.png)]
if (root.left == null && root.right == null)
return null;
情况 2：A 只有一个非空子节点，那么它要让这个孩子接替自己的位置。
图片来自 LeetCode
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-mqmW5yUZ-1614679433584)(…/pictures/BST/bst_deletion_case_2.png)]
// 排除了情况 1 之后
if (root.left == null) return root.right;
if (root.right == null) return root.left;
情况 3：A 有两个子节点，麻烦了，为了不破坏 BST 的性质，A 必须找到左子树中最大的那个节点，或者右子树中最小的那个节点来接替自己。我们以第二种方式讲解。
图片来自 LeetCode
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-u5Pj67hU-1614679433585)(…/pictures/BST/bst_deletion_case_3.png)]
if (root.left != null && root.right != null) {
// 找到右子树的最小节点
TreeNode minNode = getMin(root.right);
// 把 root 改成 minNode
root.val = minNode.val;
// 转而去删除 minNode
root.right = deleteNode(root.right, minNode.val);
}
三种情况分析完毕，填入框架，简化一下代码：
TreeNode deleteNode(TreeNode root, int key) {
if (root == null) return null;
if (root.val == key) {
// 这两个 if 把情况 1 和 2 都正确处理了
if (root.left == null) return root.right;
if (root.right == null) return root.left;
// 处理情况 3
TreeNode minNode = getMin(root.right);
root.val = minNode.val;
root.right = deleteNode(root.right, minNode.val);
} else if (root.val > key) {
root.left = deleteNode(root.left, key);
} else if (root.val < key) {
root.right = deleteNode(root.right, key);
}
return root;
}
TreeNode getMin(TreeNode node) {
// BST 最左边的就是最小的
while (node.left != null) node = node.left;
return node;
}
删除操作就完成了。注意一下，这个删除操作并不完美，因为我们一般不会通过 root.val = minNode.val 修改节点内部的值来交换节点，而是通过一系列略微复杂的链表操作交换 root 和 minNode 两个节点。因为具体应用中，val 域可能会很大，修改起来很耗时，而链表操作无非改一改指针，而不会去碰内部数据。
但这里忽略这个细节，旨在突出 BST 基本操作的共性，以及借助框架逐层细化问题的思维方式。
四、最后总结
通过这篇文章，你学会了如下几个技巧：
-
二叉树算法设计的总路线：把当前节点要做的事做好，其他的交给递归框架，不用当前节点操心。
-
如果当前节点会对下面的子节点有整体影响，可以通过辅助函数增长参数列表，借助参数传递信息。
-
在二叉树框架之上，扩展出一套 BST 遍历框架：
void BST(TreeNode root, int target) {
if (root.val == target)
// 找到目标，做点什么
if (root.val < target)
BST(root.right, target);
if (root.val > target)
BST(root.left, target);
}
- 掌握了 BST 的基本操作。
其他语言代码
dekunma提供第98题C++代码：
/**
* Definition for a binary tree node.
* struct TreeNode {
* int val;
* TreeNode *left;
* TreeNode *right;
* TreeNode(int x) : val(x), left(NULL), right(NULL) {}
* };
*/
class Solution {
public:
bool isValidBST(TreeNode* root) {
// 用helper method求解
return isValidBST(root, nullptr, nullptr);
}
bool isValidBST(TreeNode* root, TreeNode* min, TreeNode* max) {
// base case, root为nullptr
if (!root) return true;
// 不符合BST的条件
if (min && root->val <= min->val) return false;
if (max && root->val >= max->val) return false;
// 向左右子树分别递归求解
return isValidBST(root->left, min, root)
&& isValidBST(root->right, root, max);
}
};
3.4 如何计算完全二叉树的节点数
相关推荐：
读完本文，你不仅学会了算法套路，还可以顺便去 LeetCode 上拿下如下题目：
如果让你数一下一棵普通二叉树有多少个节点，这很简单，只要在二叉树的遍历框架上加一点代码就行了。
但是，如果给你一棵完全二叉树，让你计算它的节点个数，你会不会？算法的时间复杂度是多少？这个算法的时间复杂度应该是 O(logN*logN)，如果你心中的算法没有达到高效，那么本文就是给你写的。
首先要明确一下两个关于二叉树的名词「完全二叉树」和「满二叉树」。
我们说的完全二叉树如下图，每一层都是紧凑靠左排列的：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-SzAFljXr-1614679474194)(…\pictures\动态规划详解进阶\1.png)]
我们说的满二叉树如下图，是一种特殊的完全二叉树，每层都是是满的，像一个稳定的三角形：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-2Wdqvvjr-1614679474196)(…\pictures\动态规划详解进阶\2.png)]
说句题外话，关于这两个定义，中文语境和英文语境似乎有点区别，我们说的完全二叉树对应英文 Complete Binary Tree，没有问题。但是我们说的满二叉树对应英文 Perfect Binary Tree，而英文中的 Full Binary Tree 是指一棵二叉树的所有节点要么没有孩子节点，要么有两个孩子节点。如下：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-08dvvys8-1614679474198)(…\pictures\动态规划详解进阶\3.png)]
以上定义出自 wikipedia，这里就是顺便一提，其实名词叫什么都无所谓，重要的是算法操作。本文就按我们中文的语境，记住「满二叉树」和「完全二叉树」的区别，等会会用到。
一、思路分析
现在回归正题，如何求一棵完全二叉树的节点个数呢？
// 输入一棵完全二叉树，返回节点总数
int countNodes(TreeNode root);
如果是一个普通二叉树，显然只要向下面这样遍历一边即可，时间复杂度 O(N)：
public int countNodes(TreeNode root) {
if (root == null) return 0;
return 1 + countNodes(root.left) + countNodes(root.right);
}
那如果是一棵满二叉树，节点总数就和树的高度呈指数关系，时间复杂度 O(logN)：
public int countNodes(TreeNode root) {
int h = 0;
// 计算树的高度
while (root != null) {
root = root.left;
h++;
}
// 节点总数就是 2^h - 1
return (int)Math.pow(2, h) - 1;
}
完全二叉树比普通二叉树特殊，但又没有满二叉树那么特殊，计算它的节点总数，可以说是普通二叉树和完全二叉树的结合版，先看代码：
public int countNodes(TreeNode root) {
TreeNode l = root, r = root;
// 记录左、右子树的高度
int hl = 0, hr = 0;
while (l != null) {
l = l.left;
hl++;
}
while (r != null) {
r = r.right;
hr++;
}
// 如果左右子树的高度相同，则是一棵满二叉树
if (hl == hr) {
return (int)Math.pow(2, hl) - 1;
}
// 如果左右高度不同，则按照普通二叉树的逻辑计算
return 1 + countNodes(root.left) + countNodes(root.right);
}
结合刚才针对满二叉树和普通二叉树的算法，上面这段代码应该不难理解，就是一个结合版，但是其中降低时间复杂度的技巧是非常微妙的。
二、复杂度分析
开头说了，这个算法的时间复杂度是 O(logN*logN)，这是怎么算出来的呢？
直觉感觉好像最坏情况下是 O(N*logN) 吧，因为之前的 while 需要 logN 的时间，最后要 O(N) 的时间向左右子树递归：
return 1 + countNodes(root.left) + countNodes(root.right);
关键点在于，这两个递归只有一个会真的递归下去，另一个一定会触发hl == hr而立即返回，不会递归下去。
为什么呢？原因如下：
一棵完全二叉树的两棵子树，至少有一棵是满二叉树：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-3A0J2DD8-1614679474200)(…\pictures\动态规划详解进阶\4.png)]
看图就明显了吧，由于完全二叉树的性质，其子树一定有一棵是满的，所以一定会触发hl == hr，只消耗 O(logN) 的复杂度而不会继续递归。
综上，算法的递归深度就是树的高度 O(logN)，每次递归所花费的时间就是 while 循环，需要 O(logN)，所以总体的时间复杂度是 O(logN*logN)。
所以说，「完全二叉树」这个概念还是有它存在的原因的，不仅适用于数组实现二叉堆，而且连计算节点总数这种看起来简单的操作都有高效的算法实现。
3.5 二叉树的序列化几个框架
相关推荐：
读完本文，你不仅学会了算法套路，还可以顺便去 LeetCode 上拿下如下题目：
JSON 的运用非常广泛，比如我们经常将变成语言中的结构体序列化成 JSON 字符串，存入缓存或者通过网络发送给远端服务，消费者接受 JSON 字符串然后进行反序列化，就可以得到原始数据了。这就是「序列化」和「反序列化」的目的，以某种固定格式组织字符串，使得数据可以独立于编程语言。
那么假设现在有一棵用 Java 实现的二叉树，我想把它序列化字符串，然后用 C++ 读取这棵并还原这棵二叉树的结构，怎么办？这就需要对二叉树进行「序列化」和「反序列化」了。
本文会用前序、中序、后序遍历的方式来序列化和反序列化二叉树，进一步，还会用迭代式的层级遍历来解决这个问题。
接下来就用二叉树的遍历框架来给你看看二叉树到底能玩出什么骚操作。
一、题目描述
「二叉树的序列化与反序列化」就是给你输入一棵二叉树的根节点 root，要求你实现如下一个类：
public class Codec {
// 把一棵二叉树序列化成字符串
public String serialize(TreeNode root) {
}
// 把字符串反序列化成二叉树
public TreeNode deserialize(String data) {
}
}
我们可以用 serialize 方法将二叉树序列化成字符串，用 deserialize 方法将序列化的字符串反序列化成二叉树，至于以什么格式序列化和反序列化，这个完全由你决定。
比如说输入如下这样一棵二叉树：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-wrTF3LAi-1614679496122)(…\pictures\序列化\1.jpg)]
serialize 方法也许会把它序列化成字符串 2,1,#,6,3,#,#，其中 # 表示 null 指针，那么把这个字符串再输入 deserialize 方法，依然可以还原出这棵二叉树。也就是说，这两个方法会成对儿使用，你只要保证他俩能够自洽就行了。
想象一下，二叉树结该是一个二维平面内的结构，而序列化出来的字符串是一个线性的一维结构。所谓的序列化不过就是把结构化的数据「打平」，其实就是在考察二叉树的遍历方式。
二叉树的遍历方式有哪些？递归遍历方式有前序遍历，中序遍历，后序遍历；迭代方式一般是层级遍历。本文就把这些方式都尝试一遍，来实现 serialize 方法和 deserialize 方法。
二、前序遍历解法
前文 学习数据结构和算法的框架思维 说过了二叉树的几种遍历方式，前序遍历框架如下：
void traverse(TreeNode root) {
if (root == null) return;
// 前序遍历的代码
traverse(root.left);
traverse(root.right);
}
真的很简单，在递归遍历两棵子树之前写的代码就是前序遍历代码，那么请你看一看如下伪码：
LinkedList<Integer> res;
void traverse(TreeNode root) {
if (root == null) {
// 暂且用数字 -1 代表空指针 null
res.addLast(-1);
return;
}
/****** 前序遍历位置 ******/
res.addLast(root.val);
/***********************/
traverse(root.left);
traverse(root.right);
}
调用 traverse 函数之后，你是否可以立即想出这个 res 列表中元素的顺序是怎样的？比如如下二叉树（# 代表空指针 null），可以直观看出前序遍历做的事情：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-h1ce6VHi-1614679496124)(…\pictures\序列化\2.jpeg)]
那么 res = [1,2,-1,4,-1,-1,3,-1,-1]，这就是将二叉树「打平」到了一个列表中，其中 -1 代表 null。
那么，将二叉树打平到一个字符串中也是完全一样的：
// 代表分隔符的字符
String SEP = ",";
// 代表 null 空指针的字符
String NULL = "#";
// 用于拼接字符串
StringBuilder sb = new StringBuilder();
/* 将二叉树打平为字符串 */
void traverse(TreeNode root, StringBuilder sb) {
if (root == null) {
sb.append(NULL).append(SEP);
return;
}
/****** 前序遍历位置 ******/
sb.append(root.val).append(SEP);
/***********************/
traverse(root.left, sb);
traverse(root.right, sb);
}
StringBuilder 可以用于高效拼接字符串，所以也可以认为是一个列表，用 , 作为分隔符，用 # 表示空指针 null，调用完 traverse 函数后，StringBuilder 中的字符串应该是 1,2,#,4,#,#,3,#,#,。
至此，我们已经可以写出序列化函数 serialize 的代码了：
String SEP = ",";
String NULL = "#";
/* 主函数，将二叉树序列化为字符串 */
String serialize(TreeNode root) {
StringBuilder sb = new StringBuilder();
serialize(root, sb);
return sb.toString();
}
/* 辅助函数，将二叉树存入 StringBuilder */
void serialize(TreeNode root, StringBuilder sb) {
if (root == null) {
sb.append(NULL).append(SEP);
return;
}
/****** 前序遍历位置 ******/
sb.append(root.val).append(SEP);
/***********************/
serialize(root.left, sb);
serialize(root.right, sb);
}
现在，思考一下如何写 deserialize 函数，将字符串反过来构造二叉树。
首先我们可以把字符串转化成列表：
String data = "1,2,#,4,#,#,3,#,#,";
String[] nodes = data.split(",");
这样，nodes 列表就是二叉树的前序遍历结果，问题转化为：如何通过二叉树的前序遍历结果还原一棵二叉树？
PS：一般语境下，单单前序遍历结果是不能还原二叉树结构的，因为缺少空指针的信息，至少要得到前、中、后序遍历中的两种才能还原二叉树。但是这里的 node 列表包含空指针的信息，所以只使用 node 列表就可以还原二叉树。
根据我们刚才的分析，nodes 列表就是一棵打平的二叉树：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-BdBgUvbD-1614679496125)(…\pictures\序列化\3.jpeg)]
那么，反序列化过程也是一样，先确定根节点 root，然后遵循前序遍历的规则，递归生成左右子树即可：
那么，反序列化过程也是一样，先确定根节点 root，然后遵循前序遍历的规则，递归生成左右子树即可：
/* 主函数，将字符串反序列化为二叉树结构 */
TreeNode deserialize(String data) {
// 将字符串转化成列表
LinkedList<String> nodes = new LinkedList<>();
for (String s : data.split(SEP)) {
nodes.addLast(s);
}
return deserialize(nodes);
}
/* 辅助函数，通过 nodes 列表构造二叉树 */
TreeNode deserialize(LinkedList<String> nodes) {
if (nodes.isEmpty()) return null;
/****** 前序遍历位置 ******/
// 列表最左侧就是根节点
String first = nodes.removeFirst();
if (first.equals(NULL)) return null;
TreeNode root = new TreeNode(Integer.parseInt(first));
/***********************/
root.left = deserialize(nodes);
root.right = deserialize(nodes);
return root;
}
我们发现，根据树的递归性质，nodes 列表的第一个元素就是一棵树的根节点，所以只要将列表的第一个元素取出作为根节点，剩下的交给递归函数去解决即可。
三、后序遍历解法
二叉树的后续遍历框架：
void traverse(TreeNode root) {
if (root == null) return;
traverse(root.left);
traverse(root.right);
// 后序遍历的代码
}
明白了前序遍历的解法，后序遍历就比较容易理解了，我们首先实现 serialize 序列化方法，只需要稍微修改辅助方法即可：
/* 辅助函数，将二叉树存入 StringBuilder */
void serialize(TreeNode root, StringBuilder sb) {
if (root == null) {
sb.append(NULL).append(SEP);
return;
}
serialize(root.left, sb);
serialize(root.right, sb);
/****** 后序遍历位置 ******/
sb.append(root.val).append(SEP);
/***********************/
}
我们把对 StringBuilder 的拼接操作放到了后续遍历的位置，后序遍历导致结果的顺序发生变化：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-5m2yhEol-1614679496127)(…\pictures\序列化\4.jpeg)]
关键的难点在于，如何实现后序遍历的 deserialize 方法呢？是不是也简单地将关键代码放到后序遍历的位置就行了呢：
/* 辅助函数，通过 nodes 列表构造二叉树 */
TreeNode deserialize(LinkedList<String> nodes) {
if (nodes.isEmpty()) return null;
root.left = deserialize(nodes);
root.right = deserialize(nodes);
/****** 后序遍历位置 ******/
String first = nodes.removeFirst();
if (first.equals(NULL)) return null;
TreeNode root = new TreeNode(Integer.parseInt(first));
/***********************/
return root;
}
没这么简单，显然上述代码是错误的，变量都没声明呢，就开始用了？生搬硬套肯定是行不通的，回想刚才我们前序遍历方法中的 deserialize 方法，第一件事情在做什么？
deserialize 方法首先寻找 root 节点的值，然后递归计算左右子节点。那么我们这里也应该顺着这个基本思路走，后续遍历中，root 节点的值能不能找到？再看一眼刚才的图：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-CXHMQ86R-1614679496128)(…\pictures\序列化\5.jpg)]
可见，root 的值是列表的最后一个元素。我们应该从后往前取出列表元素，先用最后一个元素构造 root，然后递归调用生成 root 的左右子树。注意，根据上图，从后往前在 nodes 列表中取元素，一定要先构造 root.right 子树，后构造 root.left 子树。
看完整代码：
/* 主函数，将字符串反序列化为二叉树结构 */
TreeNode deserialize(String data) {
LinkedList<String> nodes = new LinkedList<>();
for (String s : data.split(SEP)) {
nodes.addLast(s);
}
return deserialize(nodes);
}
/* 辅助函数，通过 nodes 列表构造二叉树 */
TreeNode deserialize(LinkedList<String> nodes) {
if (nodes.isEmpty()) return null;
// 从后往前取出元素
String last = nodes.removeLast();
if (last.equals(NULL)) return null;
TreeNode root = new TreeNode(Integer.parseInt(last));
// 限构造右子树，后构造左子树
root.right = deserialize(nodes);
root.left = deserialize(nodes);
return root;
}
至此，后续遍历实现的序列化、反序列化方法也都实现了。
四、中序遍历解法
先说结论，中序遍历的方式行不通，因为无法实现反序列化方法 deserialize。
序列化方法 serialize 依然容易，只要把字符串的拼接操作放到中序遍历的位置就行了：
/* 辅助函数，将二叉树存入 StringBuilder */
void serialize(TreeNode root, StringBuilder sb) {
if (root == null) {
sb.append(NULL).append(SEP);
return;
}
serialize(root.left, sb);
/****** 中序遍历位置 ******/
sb.append(root.val).append(SEP);
/***********************/
serialize(root.right, sb);
}
但是，我们刚才说了，要想实现反序列方法，首先要构造 root 节点。前序遍历得到的 nodes 列表中，第一个元素是 root 节点的值；后序遍历得到的 nodes 列表中，最后一个元素是 root 节点的值。
你看上面这段中序遍历的代码，root 的值被夹在两棵子树的中间，也就是在 nodes 列表的中间，我们不知道确切的索引位置，所以无法找到 root 节点，也就无法进行反序列化。
五、层级遍历解法
首先，先写出层级遍历二叉树的代码框架：
void traverse(TreeNode root) {
if (root == null) return;
// 初始化队列，将 root 加入队列
Queue<TreeNode> q = new LinkedList<>();
q.offer(root);
while (!q.isEmpty()) {
TreeNode cur = q.poll();
/* 层级遍历代码位置 */
System.out.println(root.val);
/*****************/
if (cur.left != null) {
q.offer(cur.left);
}
if (cur.right != null) {
q.offer(cur.right);
}
}
}
上述代码是标准的二叉树层级遍历框架，从上到下，从左到右打印每一层二叉树节点的值，可以看到，队列 q 中不会存在 null 指针。
不过我们在反序列化的过程中是需要记录空指针 null 的，所以可以把标准的层级遍历框架略作修改：
void traverse(TreeNode root) {
if (root == null) return;
// 初始化队列，将 root 加入队列
Queue<TreeNode> q = new LinkedList<>();
q.offer(root);
while (!q.isEmpty()) {
TreeNode cur = q.poll();
/* 层级遍历代码位置 */
if (cur == null) continue;
System.out.println(root.val);
/*****************/
q.offer(cur.left);
q.offer(cur.right);
}
}
这样也可以完成层级遍历，只不过我们把对空指针的检验从「将元素加入队列」的时候改成了「从队列取出元素」的时候。
那么我们完全仿照这个框架即可写出序列化方法：
String SEP = ",";
String NULL = "#";
/* 将二叉树序列化为字符串 */
String serialize(TreeNode root) {
if (root == null) return "";
StringBuilder sb = new StringBuilder();
// 初始化队列，将 root 加入队列
Queue<TreeNode> q = new LinkedList<>();
q.offer(root);
while (!q.isEmpty()) {
TreeNode cur = q.poll();
/* 层级遍历代码位置 */
if (cur == null) {
sb.append(NULL).append(SEP);
continue;
}
sb.append(cur.val).append(SEP);
/*****************/
q.offer(cur.left);
q.offer(cur.right);
}
return sb.toString();
}
层级遍历序列化得出的结果如下图：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-MDVc8aaa-1614679496129)(…\pictures\序列化\7.jpg)]
可以看到，每一个非空节点都会对应两个子节点，那么反序列化的思路也是用队列进行层级遍历，同时用索引 i 记录对应子节点的位置：
/* 将字符串反序列化为二叉树结构 */
TreeNode deserialize(String data) {
if (data.isEmpty()) return null;
String[] nodes = data.split(SEP);
// 第一个元素就是 root 的值
TreeNode root = new TreeNode(Integer.parseInt(nodes[0]));
// 队列 q 记录父节点，将 root 加入队列
Queue<TreeNode> q = new LinkedList<>();
q.offer(root);
for (int i = 1; i < nodes.length; ) {
// 队列中存的都是父节点
TreeNode parent = q.poll();
// 父节点对应的左侧子节点的值
String left = nodes[i++];
if (!left.equals(NULL)) {
parent.left = new TreeNode(Integer.parseInt(left));
q.offer(parent.left);
} else {
parent.left = null;
}
// 父节点对应的右侧子节点的值
String right = nodes[i++];
if (!right.equals(NULL)) {
parent.right = new TreeNode(Integer.parseInt(right));
q.offer(parent.right);
} else {
parent.right = null;
}
}
return root;
}
这段代码可以考验一下你的框架思维。仔细看一看 for 循环部分的代码，发现这不就是标准层级遍历的代码衍生出来的嘛：
while (!q.isEmpty()) {
TreeNode cur = q.poll();
if (cur.left != null) {
q.offer(cur.left);
}
if (cur.right != null) {
q.offer(cur.right);
}
}
只不过，标准的层级遍历在操作二叉树节点 TreeNode，而我们的函数在操作 nodes[i]，这也恰恰是反序列化的目的嘛。
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如果说笔试的时候喜欢考各种动归回溯的骚操作，面试其实最喜欢考比较经典的问题，难度不算太大，而且也比较实用。
上篇文章 四个命令玩转 Git 写了 Git 最常用的命令，没有提分支合并，其实分支合并没什么困难的，主要就是 merge 和 rebase 两种方式。本文就用 Git 的 rebase 工作方式引出一个经典的算法问题：最近公共祖先（Lowest Common Ancestor，简称 LCA）。
比如 git pull 这个命令，我们经常会用，它默认是使用 merge 方式将远端别人的修改拉到本地；如果带上参数 git pull -r，就会使用 rebase 的方式将远端修改拉到本地。
这二者最直观的区别就是：merge 方式合并的分支会有很多「分叉」，而 rebase 方式合并的分支就是一条直线。
对于多人协作，merge方式并不好，举例来说，之前有很多朋友参加了在 GitHub 上的仓库翻译工作，GitHub 的 Pull Request 功能是使用 merge 方式，所以你看 fucking-algorithm 仓库的 Git 历史：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-MutkJ7zI-1614679556531)(…\pictures\最近公共祖先\example.jpg)]
画面看起来很炫酷，但实际上我们并不希望出现这种情形的。你想想，光是合并别人的代码就这般群魔乱舞，如果说你本地还有多个开发分支，那画面肯定更杂乱，杂乱就意味着很容易出问题，所以一般来说，实际工作中更推荐使用 rebase 方式合并代码。
那么问题来了，rebase 是如何将两条不同的分支合并到同一条分支的呢：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-TdkJaJ5m-1614679556533)(…\pictures\最近公共祖先\1.jpeg)]
上图的情况是，我站在 dev 分支，使用 git rebase master，然后就会把 dev 接到 master 分支之上。Git 是这么做的：
首先，找到这两条分支的最近公共祖先 LCA，然后从 master 节点开始，重演 LCA 到 dev 几个 commit 的修改，如果这些修改和 LCA 到 master 的 commit 有冲突，就会提示你手动解决冲突，最后的结果就是把 dev 的分支完全接到 master 上面。
那么，Git 是如何找到两条不同分支的最近公共祖先的呢？这就是一个经典的算法问题了，下面来详解。
二叉树的最近公共祖先
这个问题可以在 LeetCode 上找到，第 236 题，看下题目：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-OGLh4yMK-1614679556535)(…\pictures\最近公共祖先\2.jpg)]
函数的签名如下：
TreeNode lowestCommonAncestor(TreeNode root, TreeNode p, TreeNode q);
root节点确定了一棵二叉树，p和q是这这棵二叉树上的两个节点，让你返回p节点和q节点的最近公共祖先节点。
我们前文 学习数据结构和算法的框架思维 就说过了，所有二叉树的套路都是一样的：
void traverse(TreeNode root) {
// 前序遍历
traverse(root.left)
// 中序遍历
traverse(root.right)
// 后序遍历
}
所以，只要看到二叉树的问题，先把这个框架写出来准没问题：
TreeNode lowestCommonAncestor(TreeNode root, TreeNode p, TreeNode q) {
TreeNode left = lowestCommonAncestor(root.left, p, q);
TreeNode right = lowestCommonAncestor(root.right, p, q);
}
现在我们思考如何添加一些细节，把框架改造成解法。
labuladong 告诉你，遇到任何递归型的问题，无非就是灵魂三问：
1、这个函数是干嘛的？
2、这个函数参数中的变量是什么的是什么？
3、得到函数的递归结果，你应该干什么？
呵呵，看到这灵魂三问，你有没有感觉到熟悉？本号的动态规划系列文章，篇篇都在说的动态规划套路，首先要明确的是什么？是不是要明确「定义」「状态」「选择」，这仨不就是上面的灵魂三问吗？
下面我们就来看看如何回答这灵魂三问。
解法思路
首先看第一个问题，这个函数是干嘛的？或者说，你给我描述一下lowestCommonAncestor这个函数的「定义」吧。
描述：给该函数输入三个参数root，p，q，它会返回一个节点。
情况 1，如果p和q都在以root为根的树中，函数返回的即使p和q的最近公共祖先节点。
情况 2，那如果p和q都不在以root为根的树中怎么办呢？函数理所当然地返回null呗。
情况 3，那如果p和q只有一个存在于root为根的树中呢？函数就会返回那个节点。
题目说了输入的p和q一定存在于以root为根的树中，但是递归过程中，以上三种情况都有可能发生，所以说这里要定义清楚，后续这些定义都会在代码中体现。
OK，第一个问题就解决了，把这个定义记在脑子里，无论发生什么，都不要怀疑这个定义的正确性，这是我们写递归函数的基本素养。
然后来看第二个问题，这个函数的参数中，变量是什么？或者说，你描述一个这个函数的「状态」吧。
描述：函数参数中的变量是root，因为根据框架，lowestCommonAncestor(root)会递归调用root.left和root.right；至于p和q，我们要求它俩的公共祖先，它俩肯定不会变化的。
第二个问题也解决了，你也可以理解这是「状态转移」，每次递归在做什么？不就是在把「以root为根」转移成「以root的子节点为根」，不断缩小问题规模嘛？
最后来看第三个问题，得到函数的递归结果，你该干嘛？或者说，得到递归调用的结果后，你做什么「选择」？
这就像动态规划系列问题，怎么做选择，需要观察问题的性质，找规律。那么我们就得分析这个「最近公共祖先节点」有什么特点呢？刚才说了函数中的变量是root参数，所以这里都要围绕root节点的情况来展开讨论。
先想 base case，如果root为空，肯定得返回null。如果root本身就是p或者q，比如说root就是p节点吧，如果q存在于以root为根的树中，显然root就是最近公共祖先；即使q不存在于以root为根的树中，按照情况 3 的定义，也应该返回root节点。
以上两种情况的 base case 就可以把框架代码填充一点了：
TreeNode lowestCommonAncestor(TreeNode root, TreeNode p, TreeNode q) {
// 两种情况的 base case
if (root == null) return null;
if (root == p || root == q) return root;
TreeNode left = lowestCommonAncestor(root.left, p, q);
TreeNode right = lowestCommonAncestor(root.right, p, q);
}
现在就要面临真正的挑战了，用递归调用的结果left和right来搞点事情。根据刚才第一个问题中对函数的定义，我们继续分情况讨论：
情况 1，如果p和q都在以root为根的树中，那么left和right一定分别是p和q（从 base case 看出来的）。
情况 2，如果p和q都不在以root为根的树中，直接返回null。
情况 3，如果p和q只有一个存在于root为根的树中，函数返回该节点。
明白了上面三点，可以直接看解法代码了：
TreeNode lowestCommonAncestor(TreeNode root, TreeNode p, TreeNode q) {
// base case
if (root == null) return null;
if (root == p || root == q) return root;
TreeNode left = lowestCommonAncestor(root.left, p, q);
TreeNode right = lowestCommonAncestor(root.right, p, q);
// 情况 1
if (left != null && right != null) {
return root;
}
// 情况 2
if (left == null && right == null) {
return null;
}
// 情况 3
return left == null ? right : left;
}
对于情况 1，你肯定有疑问，left和right非空，分别是p和q，可以说明root是它们的公共祖先，但能确定root就是「最近」公共祖先吗？
这就是一个巧妙的地方了，因为这里是二叉树的后序遍历啊！前序遍历可以理解为是从上往下，而后序遍历是从下往上，就好比从p和q出发往上走，第一次相交的节点就是这个root，你说这是不是最近公共祖先呢？
综上，二叉树的最近公共祖先就计算出来了。
3.7 如何使用单调栈解题
相关推荐：
读完本文，你不仅学会了算法套路，还可以顺便去 LeetCode 上拿下如下题目：
栈（stack）是很简单的一种数据结构，先进后出的逻辑顺序，符合某些问题的特点，比如说函数调用栈。
单调栈实际上就是栈，只是利用了一些巧妙的逻辑，使得每次新元素入栈后，栈内的元素都保持有序（单调递增或单调递减）。
听起来有点像堆（heap）？不是的，单调栈用途不太广泛，只处理一种典型的问题，叫做 Next Greater Element。本文用讲解单调队列的算法模版解决这类问题，并且探讨处理「循环数组」的策略。
单调栈模板
首先，看一下 Next Greater Number 的原始问题，这是力扣第 496 题「下一个更大元素 I」：
给你一个数组，返回一个等长的数组，对应索引存储着下一个更大元素，如果没有更大的元素，就存 -1。
函数签名如下：
vector<int> nextGreaterElement(vector<int>& nums);
比如说，输入一个数组 nums = [2,1,2,4,3]，你返回数组 [4,2,4,-1,-1]。
解释：第一个 2 后面比 2 大的数是 4; 1 后面比 1 大的数是 2；第二个 2 后面比 2 大的数是 4; 4 后面没有比 4 大的数，填 -1；3 后面没有比 3 大的数，填 -1。
这道题的暴力解法很好想到，就是对每个元素后面都进行扫描，找到第一个更大的元素就行了。但是暴力解法的时间复杂度是 O(n^2)。
这个问题可以这样抽象思考：把数组的元素想象成并列站立的人，元素大小想象成人的身高。这些人面对你站成一列，如何求元素「2」的 Next Greater Number 呢？很简单，如果能够看到元素「2」，那么他后面可见的第一个人就是「2」的 Next Greater Number，因为比「2」小的元素身高不够，都被「2」挡住了，第一个露出来的就是答案。
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-RY37KMsm-1614679586219)(…/pictures/单调栈/1.png)]
这个情景很好理解吧？带着这个抽象的情景，先来看下代码。
vector<int> nextGreaterElement(vector<int>& nums) {
vector<int> res(nums.size()); // 存放答案的数组
stack<int> s;
// 倒着往栈里放
for (int i = nums.size() - 1; i >= 0; i--) {
// 判定个子高矮
while (!s.empty() && s.top() <= nums[i]) {
// 矮个起开，反正也被挡着了。。。
s.pop();
}
// nums[i] 身后的 next great number
res[i] = s.empty() ? -1 : s.top();
//
s.push(nums[i]);
}
return res;
}
这就是单调队列解决问题的模板。for 循环要从后往前扫描元素，因为我们借助的是栈的结构，倒着入栈，其实是正着出栈。while 循环是把两个「个子高」元素之间的元素排除，因为他们的存在没有意义，前面挡着个「更高」的元素，所以他们不可能被作为后续进来的元素的 Next Great Number 了。
这个算法的时间复杂度不是那么直观，如果你看到 for 循环嵌套 while 循环，可能认为这个算法的复杂度也是 O(n^2)，但是实际上这个算法的复杂度只有 O(n)。
分析它的时间复杂度，要从整体来看：总共有 n 个元素，每个元素都被 push 入栈了一次，而最多会被 pop 一次，没有任何冗余操作。所以总的计算规模是和元素规模 n 成正比的，也就是 O(n) 的复杂度。
问题变形
单调栈的使用技巧差不多了，来一个简单的变形，力扣第 739 题「每日温度」：
给你一个数组 T，这个数组存放的是近几天的天气气温，你返回一个等长的数组，计算：对于每一天，你还要至少等多少天才能等到一个更暖和的气温；如果等不到那一天，填 0。
函数签名如下：
vector<int> dailyTemperatures(vector<int>& T);
比如说给你输入 T = [73,74,75,71,69,76]，你返回 [1,1,3,2,1,0]。
解释：第一天 73 华氏度，第二天 74 华氏度，比 73 大，所以对于第一天，只要等一天就能等到一个更暖和的气温，后面的同理。
这个问题本质上也是找 Next Greater Number，只不过现在不是问你 Next Greater Number 是多少，而是问你当前距离 Next Greater Number 的距离而已。
相同的思路，直接调用单调栈的算法模板，稍作改动就可以，直接上代码吧：
vector<int> dailyTemperatures(vector<int>& T) {
vector<int> res(T.size());
// 这里放元素索引，而不是元素
stack<int> s;
/* 单调栈模板 */
for (int i = T.size() - 1; i >= 0; i--) {
while (!s.empty() && T[s.top()] <= T[i]) {
s.pop();
}
// 得到索引间距
res[i] = s.empty() ? 0 : (s.top() - i);
// 将索引入栈，而不是元素
s.push(i);
}
return res;
}
单调栈讲解完毕，下面开始另一个重点：如何处理「循环数组」。
如何处理环形数组
同样是 Next Greater Number，现在假设给你的数组是个环形的，如何处理？力扣第 503 题「下一个更大元素 II」就是这个问题：
比如输入一个数组 [2,1,2,4,3]，你返回数组 [4,2,4,-1,4]。拥有了环形属性，最后一个元素 3 绕了一圈后找到了比自己大的元素 4。
一般是通过 % 运算符求模（余数），来获得环形特效：
int[] arr = {
1,2,3,4,5};
int n = arr.length, index = 0;
while (true) {
print(arr[index % n]);
index++;
}
这个问题肯定还是要用单调栈的解题模板，但难点在于，比如输入是 [2,1,2,4,3]，对于最后一个元素 3，如何找到元素 4 作为 Next Greater Number。
对于这种需求，常用套路就是将数组长度翻倍：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-fO9aJpuN-1614679586220)(…/pictures/%E5%8D%95%E8%B0%83%E6%A0%88/2.png)]
这样，元素 3 就可以找到元素 4 作为 Next Greater Number 了，而且其他的元素都可以被正确地计算。
有了思路，最简单的实现方式当然可以把这个双倍长度的数组构造出来，然后套用算法模板。但是，我们可以不用构造新数组，而是利用循环数组的技巧来模拟数组长度翻倍的效果。
直接看代码吧：
vector<int> nextGreaterElements(vector<int>& nums) {
int n = nums.size();
vector<int> res(n);
stack<int> s;
// 假装这个数组长度翻倍了
for (int i = 2 * n - 1; i >= 0; i--) {
// 索引要求模，其他的和模板一样
while (!s.empty() && s.top() <= nums[i % n])
s.pop();
res[i % n] = s.empty() ? -1 : s.top();
s.push(nums[i % n]);
}
return res;
}
这样，就可以巧妙解决环形数组的问题，时间复杂度 O(N)。
3.8 特殊数据结构：单调队列
相关推荐：
读完本文，你不仅学会了算法套路，还可以顺便去 LeetCode 上拿下如下题目：
前文讲了一种特殊的数据结构「单调栈」monotonic stack，解决了一类问题「Next Greater Number」，本文写一个类似的数据结构「单调队列」。
也许这种数据结构的名字你没听过，其实没啥难的，就是一个「队列」，只是使用了一点巧妙的方法，使得队列中的元素单调递增（或递减）。这个数据结构有什么用？可以解决滑动窗口的一系列问题。
看一道 LeetCode 题目，难度 hard：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-m4j48ahM-1614679632574)(…/pictures/单调队列/title.png)]
一、搭建解题框架
这道题不复杂，难点在于如何在 O(1) 时间算出每个「窗口」中的最大值，使得整个算法在线性时间完成。在之前我们探讨过类似的场景，得到一个结论：
在一堆数字中，已知最值，如果给这堆数添加一个数，那么比较一下就可以很快算出最值；但如果减少一个数，就不一定能很快得到最值了，而要遍历所有数重新找最值。
回到这道题的场景，每个窗口前进的时候，要添加一个数同时减少一个数，所以想在 O(1) 的时间得出新的最值，就需要「单调队列」这种特殊的数据结构来辅助了。
一个普通的队列一定有这两个操作：
class Queue {
void push(int n);
// 或 enqueue，在队尾加入元素 n
void pop();
// 或 dequeue，删除队头元素
}
一个「单调队列」的操作也差不多：
class MonotonicQueue {
// 在队尾添加元素 n
void push(int n);
// 返回当前队列中的最大值
int max();
// 队头元素如果是 n，删除它
void pop(int n);
}
当然，这几个 API 的实现方法肯定跟一般的 Queue 不一样，不过我们暂且不管，而且认为这几个操作的时间复杂度都是 O(1)，先把这道「滑动窗口」问题的解答框架搭出来：
vector<int> maxSlidingWindow(vector<int>& nums, int k) {
MonotonicQueue window;
vector<int> res;
for (int i = 0; i < nums.size(); i++) {
if (i < k - 1) {
//先把窗口的前 k - 1 填满
window.push(nums[i]);
} else {
// 窗口开始向前滑动
window.push(nums[i]);
res.push_back(window.max());
window.pop(nums[i - k + 1]);
// nums[i - k + 1] 就是窗口最后的元素
}
}
return res;
}
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-NYkKNWse-1614679632575)(…/pictures/单调队列/1.png)]
这个思路很简单，能理解吧？下面我们开始重头戏，单调队列的实现。
二、实现单调队列数据结构
首先我们要认识另一种数据结构：deque，即双端队列。很简单：
class deque {
// 在队头插入元素 n
void push_front(int n);
// 在队尾插入元素 n
void push_back(int n);
// 在队头删除元素
void pop_front();
// 在队尾删除元素
void pop_back();
// 返回队头元素
int front();
// 返回队尾元素
int back();
}
而且，这些操作的复杂度都是 O(1)。这其实不是啥稀奇的数据结构，用链表作为底层结构的话，很容易实现这些功能。
「单调队列」的核心思路和「单调栈」类似。单调队列的 push 方法依然在队尾添加元素，但是要把前面比新元素小的元素都删掉：
class MonotonicQueue {
private:
deque<int> data;
public:
void push(int n) {
while (!data.empty() && data.back() < n)
data.pop_back();
data.push_back(n);
}
};
你可以想象，加入数字的大小代表人的体重，把前面体重不足的都压扁了，直到遇到更大的量级才停住。
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-557edfQA-1614679632577)(…/pictures/单调队列/2.png)]
如果每个元素被加入时都这样操作，最终单调队列中的元素大小就会保持一个单调递减的顺序，因此我们的 max() API 可以可以这样写：
int max() {
return data.front();
}
pop() API 在队头删除元素 n，也很好写：
void pop(int n) {
if (!data.empty() && data.front() == n)
data.pop_front();
}
之所以要判断 data.front() == n，是因为我们想删除的队头元素 n 可能已经被「压扁」了，这时候就不用删除了：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-Xjosm2oV-1614679632578)(…/pictures/单调队列/3.png)]
至此，单调队列设计完毕，看下完整的解题代码：
class MonotonicQueue {
private:
deque<int> data;
public:
void push(int n) {
while (!data.empty() && data.back() < n)
data.pop_back();
data.push_back(n);
}
int max() {
return data.front(); }
void pop(int n) {
if (!data.empty() && data.front() == n)
data.pop_front();
}
};
vector<int> maxSlidingWindow(vector<int>& nums, int k) {
MonotonicQueue window;
vector<int> res;
for (int i = 0; i < nums.size(); i++) {
if (i < k - 1) {
//先填满窗口的前 k - 1
window.push(nums[i]);
} else {
// 窗口向前滑动
window.push(nums[i]);
res.push_back(window.max());
window.pop(nums[i - k + 1]);
}
}
return res;
}
三、算法复杂度分析
读者可能疑惑，push 操作中含有 while 循环，时间复杂度不是 O(1) 呀，那么本算法的时间复杂度应该不是线性时间吧？
单独看 push 操作的复杂度确实不是 O(1)，但是算法整体的复杂度依然是 O(N) 线性时间。要这样想，nums 中的每个元素最多被 push_back 和 pop_back 一次，没有任何多余操作，所以整体的复杂度还是 O(N)。
空间复杂度就很简单了，就是窗口的大小 O(k)。
四、最后总结
有的读者可能觉得「单调队列」和「优先级队列」比较像，实际上差别很大的。
单调队列在添加元素的时候靠删除元素保持队列的单调性，相当于抽取出某个函数中单调递增（或递减）的部分；而优先级队列（二叉堆）相当于自动排序，差别大了去了。
赶紧去拿下 LeetCode 第 239 道题吧～
3.9 如何高效判断回文链表
相关推荐：
读完本文，你不仅学会了算法套路，还可以顺便去 LeetCode 上拿下如下题目：
我们之前有两篇文章写了回文串和回文序列相关的问题。
寻找回文串的核心思想是从中心向两端扩展：
string palindrome(string& s, int l, int r) {
// 防止索引越界
while (l >= 0 && r < s.size()
&& s[l] == s[r]) {
// 向两边展开
l--; r++;
}
// 返回以 s[l] 和 s[r] 为中心的最长回文串
return s.substr(l + 1, r - l - 1);
}
因为回文串长度可能为奇数也可能是偶数，长度为奇数时只存在一个中心点，而长度为偶数时存在两个中心点，所以上面这个函数需要传入l和r。
而判断一个字符串是不是回文串就简单很多，不需要考虑奇偶情况，只需要「双指针技巧」，从两端向中间逼近即可：
bool isPalindrome(string s) {
int left = 0, right = s.length - 1;
while (left < right) {
if (s[left] != s[right])
return false;
left++; right--;
}
return true;
}
以上代码很好理解吧，因为回文串是对称的，所以正着读和倒着读应该是一样的，这一特点是解决回文串问题的关键。
下面扩展这一最简单的情况，来解决：如何判断一个「单链表」是不是回文。
一、判断回文单链表
输入一个单链表的头结点，判断这个链表中的数字是不是回文：
/**
* 单链表节点的定义：
* public class ListNode {
* int val;
* ListNode next;
* }
*/
boolean isPalindrome(ListNode head);
输入: 1->2->null
输出: false
输入: 1->2->2->1->null
输出: true
这道题的关键在于，单链表无法倒着遍历，无法使用双指针技巧。那么最简单的办法就是，把原始链表反转存入一条新的链表，然后比较这两条链表是否相同。关于如何反转链表，可以参见前文「递归操作链表」。
其实，借助二叉树后序遍历的思路，不需要显式反转原始链表也可以倒序遍历链表，下面来具体聊聊。
对于二叉树的几种遍历方式，我们再熟悉不过了：
void traverse(TreeNode root) {
// 前序遍历代码
traverse(root.left);
// 中序遍历代码
traverse(root.right);
// 后序遍历代码
}
在「学习数据结构的框架思维」中说过，链表兼具递归结构，树结构不过是链表的衍生。那么，链表其实也可以有前序遍历和后序遍历：
void traverse(ListNode head) {
// 前序遍历代码
traverse(head.next);
// 后序遍历代码
}
这个框架有什么指导意义呢？如果我想正序打印链表中的val值，可以在前序遍历位置写代码；反之，如果想倒序遍历链表，就可以在后序遍历位置操作：
/* 倒序打印单链表中的元素值 */
void traverse(ListNode head) {
if (head == null) return;
traverse(head.next);
// 后序遍历代码
print(head.val);
}
说到这了，其实可以稍作修改，模仿双指针实现回文判断的功能：
// 左侧指针
ListNode left;
boolean isPalindrome(ListNode head) {
left = head;
return traverse(head);
}
boolean traverse(ListNode right) {
if (right == null) return true;
boolean res = traverse(right.next);
// 后序遍历代码
res = res && (right.val == left.val);
left = left.next;
return res;
}
这么做的核心逻辑是什么呢？实际上就是把链表节点放入一个栈，然后再拿出来，这时候元素顺序就是反的，只不过我们利用的是递归函数的堆栈而已。
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-UjCjhZXA-1614679655687)(…/pictures/回文链表/1.gif)]
当然，无论造一条反转链表还是利用后续遍历，算法的时间和空间复杂度都是 O(N)。下面我们想想，能不能不用额外的空间，解决这个问题呢？
二、优化空间复杂度
更好的思路是这样的：
1、先通过「双指针技巧」中的快慢指针来找到链表的中点：
ListNode slow, fast;
slow = fast = head;
while (fast != null && fast.next != null) {
slow = slow.next;
fast = fast.next.next;
}
// slow 指针现在指向链表中点
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-rDbVEC4U-1614679655691)(…/pictures/回文链表/1.jpg)]
2、如果fast指针没有指向null，说明链表长度为奇数，slow还要再前进一步：
if (fast != null)
slow = slow.next;
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-CToqLQMc-1614679655692)(…/pictures/回文链表/2.jpg)]
3、从slow开始反转后面的链表，现在就可以开始比较回文串了：
ListNode left = head;
ListNode right = reverse(slow);
while (right != null) {
if (left.val != right.val)
return false;
left = left.next;
right = right.next;
}
return true;
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-Hw07KAOV-1614679655694)(…/pictures/回文链表/3.jpg)]
至此，把上面 3 段代码合在一起就高效地解决这个问题了，其中reverse函数很容易实现：
ListNode reverse(ListNode head) {
ListNode pre = null, cur = head;
while (cur != null) {
ListNode next = cur.next;
cur.next = pre;
pre = cur;
cur = next;
}
return pre;
}
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-ygrMpYdq-1614679655695)(…/pictures/kgroup/8.gif)]
算法总体的时间复杂度 O(N)，空间复杂度 O(1)，已经是最优的了。
我知道肯定有读者会问：这种解法虽然高效，但破坏了输入链表的原始结构，能不能避免这个瑕疵呢？
其实这个问题很好解决，关键在于得到p, q这两个指针位置：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-KaeAy6kt-1614679655697)(…/pictures/回文链表/4.jpg)]
这样，只要在函数 return 之前加一段代码即可恢复原先链表顺序：
p.next = reverse(q);
篇幅所限，我就不写了，读者可以自己尝试一下。
三、最后总结
首先，寻找回文串是从中间向两端扩展，判断回文串是从两端向中间收缩。对于单链表，无法直接倒序遍历，可以造一条新的反转链表，可以利用链表的后序遍历，也可以用栈结构倒序处理单链表。
具体到回文链表的判断问题，由于回文的特殊性，可以不完全反转链表，而是仅仅反转部分链表，将空间复杂度降到 O(1)。
3.10 递归反转链表的一部分
相关推荐：
读完本文，你不仅学会了算法套路，还可以顺便去 LeetCode 上拿下如下题目：
反转单链表的迭代实现不是一个困难的事情，但是递归实现就有点难度了，如果再加一点难度，让你仅仅反转单链表中的一部分，你是否能够递归实现呢？
本文就来由浅入深，step by step 地解决这个问题。如果你还不会递归地反转单链表也没关系，本文会从递归反转整个单链表开始拓展，只要你明白单链表的结构，相信你能够有所收获。
// 单链表节点的结构
public class ListNode {
int val;
ListNode next;
ListNode(int x) {
val = x; }
}
什么叫反转单链表的一部分呢，就是给你一个索引区间，让你把单链表中这部分元素反转，其他部分不变：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-vk3NigrL-1614679683788)(…\pictures\反转链表\subject.png)]
注意这里的索引是从 1 开始的。迭代的思路大概是：先用一个 for 循环找到第 m 个位置，然后再用一个 for 循环将 m 和 n 之间的元素反转。但是我们的递归解法不用一个 for 循环，纯递归实现反转。
迭代实现思路看起来虽然简单，但是细节问题很多的，反而不容易写对。相反，递归实现就很简洁优美，下面就由浅入深，先从反转整个单链表说起。
一、递归反转整个链表
这个算法可能很多读者都听说过，这里详细介绍一下，先直接看实现代码：
ListNode reverse(ListNode head) {
if (head.next == null) return head;
ListNode last = reverse(head.next);
head.next.next = head;
head.next = null;
return last;
}
看起来是不是感觉不知所云，完全不能理解这样为什么能够反转链表？这就对了，这个算法常常拿来显示递归的巧妙和优美，我们下面来详细解释一下这段代码。
对于递归算法，最重要的就是明确递归函数的定义。具体来说，我们的 reverse 函数定义是这样的：
输入一个节点 head，将「以 head 为起点」的链表反转，并返回反转之后的头结点。
明白了函数的定义，在来看这个问题。比如说我们想反转这个链表：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-IgppRA40-1614679683790)(…\pictures\反转链表\1.jpg)]
那么输入 reverse(head) 后，会在这里进行递归：
ListNode last = reverse(head.next);
不要跳进递归（你的脑袋能压几个栈呀？），而是要根据刚才的函数定义，来弄清楚这段代码会产生什么结果：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-O1DcIRpq-1614679683792)(…\pictures\反转链表\2.jpg)]
这个 reverse(head.next) 执行完成后，整个链表就成了这样：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-5uXyOcvy-1614679683794)(…\pictures\反转链表\3.jpg)]
并且根据函数定义，reverse 函数会返回反转之后的头结点，我们用变量 last 接收了。
现在再来看下面的代码：
head.next.next = head;
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-m5fAHgXz-1614679683795)(…\pictures\反转链表\4.jpg)]
接下来：
head.next = null;
return last;
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-mrIcm2qx-1614679683796)(…\pictures\反转链表\5.jpg)]
神不神奇，这样整个链表就反转过来了！递归代码就是这么简洁优雅，不过其中有两个地方需要注意：
1、递归函数要有 base case，也就是这句：
if (head.next == null) return head;
意思是如果链表只有一个节点的时候反转也是它自己，直接返回即可。
2、当链表递归反转之后，新的头结点是 last，而之前的 head 变成了最后一个节点，别忘了链表的末尾要指向 null：
head.next = null;
理解了这两点后，我们就可以进一步深入了，接下来的问题其实都是在这个算法上的扩展。
二、反转链表前 N 个节点
这次我们实现一个这样的函数：
// 将链表的前 n 个节点反转（n <= 链表长度）
ListNode reverseN(ListNode head, int n)
比如说对于下图链表，执行 reverseN(head, 3)：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-1HF13CHA-1614679683797)(…\pictures\反转链表\6.jpg)]
解决思路和反转整个链表差不多，只要稍加修改即可：
ListNode successor = null; // 后驱节点
// 反转以 head 为起点的 n 个节点，返回新的头结点
ListNode reverseN(ListNode head, int n) {
if (n == 1) {
// 记录第 n + 1 个节点
successor = head.next;
return head;
}
// 以 head.next 为起点，需要反转前 n - 1 个节点
ListNode last = reverseN(head.next, n - 1);
head.next.next = head;
// 让反转之后的 head 节点和后面的节点连起来
head.next = successor;
return last;
}
具体的区别：
1、base case 变为 n == 1，反转一个元素，就是它本身，同时要记录后驱节点。
2、刚才我们直接把 head.next 设置为 null，因为整个链表反转后原来的 head 变成了整个链表的最后一个节点。但现在 head 节点在递归反转之后不一定是最后一个节点了，所以要记录后驱 successor（第 n + 1 个节点），反转之后将 head 连接上。
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-PjaIei1d-1614679683798)(…\pictures\反转链表\7.jpg)]
OK，如果这个函数你也能看懂，就离实现「反转一部分链表」不远了。
三、反转链表的一部分
现在解决我们最开始提出的问题，给一个索引区间 [m,n]（索引从 1 开始），仅仅反转区间中的链表元素。
ListNode reverseBetween(ListNode head, int m, int n)
首先，如果 m == 1，就相当于反转链表开头的 n 个元素嘛，也就是我们刚才实现的功能：
ListNode reverseBetween(ListNode head, int m, int n) {
// base case
if (m == 1) {
// 相当于反转前 n 个元素
return reverseN(head, n);
}
// ...
}
如果 m != 1 怎么办？如果我们把 head 的索引视为 1，那么我们是想从第 m 个元素开始反转对吧；如果把 head.next 的索引视为 1 呢？那么相对于 head.next，反转的区间应该是从第 m - 1 个元素开始的；那么对于 head.next.next 呢……
区别于迭代思想，这就是递归思想，所以我们可以完成代码：
ListNode reverseBetween(ListNode head, int m, int n) {
// base case
if (m == 1) {
return reverseN(head, n);
}
// 前进到反转的起点触发 base case
head.next = reverseBetween(head.next, m - 1, n - 1);
return head;
}
至此，我们的最终大 BOSS 就被解决了。
四、最后总结
递归的思想相对迭代思想，稍微有点难以理解，处理的技巧是：不要跳进递归，而是利用明确的定义来实现算法逻辑。
处理看起来比较困难的问题，可以尝试化整为零，把一些简单的解法进行修改，解决困难的问题。
值得一提的是，递归操作链表并不高效。和迭代解法相比，虽然时间复杂度都是 O(N)，但是迭代解法的空间复杂度是 O(1)，而递归解法需要堆栈，空间复杂度是 O(N)。所以递归操作链表可以作为对递归算法的练习或者拿去和小伙伴装逼，但是考虑效率的话还是使用迭代算法更好。