树（Tree）是n（n>=0）个结点的有限集。
在任意一棵非空树中：
（1）有且仅有一个特定的称为根（Root）的结点；
（2）当n>1时，其余结点可分为m（m>0）个互不相交的有限集T1，T2，...，Tn，其中每个集合本身又是一棵树，并称为根的子树（SubTree）
森林：n棵互不相交的树
二叉树：度最多为2的树
二叉树特点：1>n0 = n2 + 1
2>非空二叉树上第k层上至多有个结点（k >= 1）
3>高度为H的二叉树至多有个结点（H >=1）
满二叉树：对于一棵高度为H的二叉树，将含有个结点的二叉树称为满二叉树
满二叉树特点：满二叉树只有最下面一层含有叶结点，并且除了叶结点外每个结点的度均为2，第i层（1<= i =< H-1）上结点的个数为
完全二叉树：与满二叉树相比，第H层从右边开始连续缺失若干个叶结点，这样的二叉树称为完全二叉树。满二叉树是完全二叉树的特例。
完全二叉树特点：叶结点只可能在层次最大的两层上出现，且最下层的叶结点都集中在左边连续的位置；如果有度为1的结点，只可能有一个，且该结点只有左孩子。
二叉排序树（二叉查找树，BST）：左子树结点值 <= 根结点值 =< 右子树结点值
二叉排序树特点：1>若左子树非空，则左子树上所有结点关键字值均不大于根结点的关键字值
2>若右子树非空，则右子树上所有结点关键字值均不小于根结点的关键字值
3>左、右子树本身也是一棵二叉排序树。进行中序遍历的时候可以得到一个非递减的有序序列。
二叉平衡树（AVL树）：左右子树的高度差（平衡因子，BF）为-1、0或1
如何调整二叉树成为平衡二叉树：1>LL平衡旋转（右单旋转）：
（操作）在结点A的左孩子（L）的左子树（L）上插入新结点，以A为根的子树失去平衡
（调整）将A的左孩子B向右上旋转代替A成为根结点，A结点向右下旋转成为B的右子树的 根结点
2>RR平衡旋转（左单旋转）：
（操作）在结点A的右孩子（R）的右子树（R）上插入新结点，以A为根的子树失去平衡
（调整）将A的右孩子B向左上旋转代替A成为根结点，A结点向左下旋转成为B的左子树的 根结点
3>LR平衡旋转（先左后右旋转）：
（操作）在结点A的左孩子（L）的右子树（R）上插入新结点，以A为根的子树失去平衡
（调整）将A的左孩子B的右子树的根结点C向左上旋转至B的位置，然后再把C向右上旋转 至A的位置
3>RL平衡旋转（先右后左旋转）：
（操作）在结点A的右孩子（R）的左子树（L）上插入新结点，以A为根的子树失去平衡
（调整）将A的右孩子B的左子树的根结点C向右上旋转至B的位置，然后再把C向左上旋转 至A的位置
哈夫曼树（Huffman）：在含有N个结点的带权二叉树中，带权路径长度WPL最小的二叉树成为哈夫曼树，也称为最优二叉树。
哈夫曼树的构造过程：1>将这N个结点分别作为N棵仅含一个结点的二叉树，构成森林F
2>构造一个新结点，并从F中选取两棵根结点权值最小的树作为新结点的左右子树，并且将新结点的权值 置为左右子树上根结点的权值之和
3>从F中删除刚才选中的两棵树，同时将新得到的树加入F中
4>重复步骤2,3，直至F中只剩下一棵树为止
哈夫曼树的特点：1>每个初始结点最终都成为叶结点，并且权值越小的结点到根结点的路径长度越大
2>构造过程中共新建了N-1个结点，因此哈夫曼树中结点总数为2N-1
树中每个节点表示表中的一个记录，节点里的值为该记录在表中的位置，通常称这个折半查找过程的二叉树为折半判定树。
二叉判定树的节点是各个元素的下标或在表中的位置。比如有一个文件【11,22,33,44,55,66】，我想查找44是否在该文件中，利用折半查找的思想，可以将此文件构造成一个二叉判定树。
根节点是3，注意二叉判定树的节点是下标或位置，这里不能写33。
折半判定树的构造方法：1>当n=0时，折半查找判定树为空；
2>当n＞0时，折半查找判定树的根结点为mid=(n+1)/2，
根结点的左子树是与有序表r[1] ~ r[mid-1]相对应的折半查找判定树，
根结点的右子树是与r[mid+1] ~ r[n]相对应的折半查找判定树。
折半判定树的特点：1>任意两棵折半查找判定树，若它们的结点个数相同，则它们的结构完全相同
2>具有n个结点的折半查找树的高度为
折半判定树的性质： 1>任意结点的左右子树中结点个数最多相差1
2>任意结点的左右子树的高度最多相差1
3>任意两个叶子所处的层次最多相差1
