ツリー
ベクトルとリストは、彼らが考慮に動的および静的操作の効率を取ることができない、明白な弱点です。
利点は、それがリストList <一覧>半線形構造のリストと考えることができ、ツリーベクトルリストとみなされ、一緒に組み合わされてもよいです。
アプリケーション
階層関係を表します
数学的には、ツリーは、図ユニコム非環式図の特別な種類です。
ツリー(頂点)から頂点の集合と組成の間複数のエッジ(エッジ)に接続されています。
コンピュータサイエンスでは、root(ルート)と呼ばれる特定の頂点を指定します
ルートを指定した後、私たちは木があると言う根付いツリー(根ざし木)
ノードと呼ばれる手続きポイント実装から、Iより頂点(頂点)(ノード)
大ルート付きツリーになることがあり、互いに、小さなルート付きツリー内でネストすることによって
ルート付きツリーの任意のセットについて、新しい頂点と根元との間に新たな頂点を導入することにより、大規模にルート付きツリーを構成するために対応するツリーも導入側のルートを持っていました。
R 私は(子供)のR子と呼ばれる、R iの間でお互いを呼び出す(兄弟)の兄弟、彼らのrは(親)の父親を
D =度(r)は(A)のRである度(°)
子どもの総数ノードvは、ノードの学位または度(度)と呼ばれる、子ノードはルートノードを含め、リーフノード(リーフノード)と呼ばれていない、残りの部分を含むすべての内部ノード(内部ノード)です。
nは頂点の数であり、Eはエッジの数であり、
エッジ任意の数のツリーに含まれる程度のすべての頂点の和に正確に等しく、また、頂点の総数から1を引いたものに等しい、頂点の数と木のエッジの数は同じオーダーです。
ツリーがあります
図非環式通信
図最小限の通信
グレート非循環グラフ
いずれかのユニークなルートノードの存在およびVパス間のパス(V、R)=パス(V)
したがって、各ノードは、すなわち、一意のインデックスを持つルートノードへの経路の長さを
ルートが指定されると、他のノードは、決定されたインデックスを受信します
Vと呼ばれる、そこを通ってエッジ数にルートノードR vにそれぞれ固有の経路深さ(深さ)、(V)の深さと呼ばれます
合意されたルートの深さ、すなわち、深さ(R)= 0、レイヤ0に属し
任意の差がなければ、パスは、ノードおよびサブツリーはお互いを参照することができ
パス(v)はノードで、Vの先祖(祖先)であり、Vは、それらの子孫(子孫)であります
独自のに加えて、それは真(正しい)祖先/子孫
これは、すべてのノードのルートである共通の祖先
SEMILINEAR:任意の先祖で深さ、されて存在する場合、vは、/子孫であるバインド / ないユニーク
そのノードが独自の祖先を持っているが、必ずしもそうではないだけで子孫、一意の前駆体が保証されているが、後継者の一意性保証はありません
いいえ先祖ノードがないルートノード、どのノードの子孫ではありませんリーフノード
すべての葉は高さの最大深さ(サブ)ツリー(ルート)の呼ばれました
空の木の高さとしている-1
深さ(V)+高さ(V)<=高さ(T)
第二に、式ツリー
インターフェース
ノード | 機能 |
ルート() | ルート |
親() | 親 |
第一子() | 長男 |
nextSibling() | ブラザーズ |
挿入(I、E) | それぞれの子の挿入などのI電子 |
(i)を削除 | i番目のそれぞれの子(とその子孫)を削除します。 |
トラバース() | トラバーサル |
木があります
観察:ルートの外に、任意のノードが一つだけの親ノードを持ち、
概念:ノードがシーケンスとして編成され、各ノードが記録されました
データ情報そのもの
親親ランクまたは位置
すべてのノードが1つのシーケンスに収束する、差は、基準点は、すべての子供たちが小さなデータセットを構成することで、各ノードの子を準備参照と呼ばれています
見上げるの利点の損失は、全体の線状配列を横断しなければなりませんでした
上記2つの線形配列の組み合わせ
仍然存在不足,children数据集在规模上可能十分悬殊
长子+兄弟
三、二叉树概述
二叉树虽然是树的子集,但施加了某些条件之后,二叉树可以代表所有的树
节点度数不超过2的树,称作二叉树(binary tree)
同一节点的孩子和子树,均以左右区分,
隐含有序,左在先,右在后
基数
深度为k的节点,至多2k个
满树:
二叉树在横向上的宽度与纵向上的高度呈指数的关系,宽度是高度的指数
二叉搜索树的基础
把出度记在二叉树上
真二叉树,每个节点的出度都是偶数或者零
可以假想为每个节点添加足够多的孩子节点,算法就可更简单实现
描述多叉树
二叉树是多叉树的特例,但在有根且有序时,其描述能力足以覆盖后者
多叉树可以转化并表示为二叉树,回忆长子-兄弟表示法...
四、二叉树实现
BinNode模板
#define BinNode(T) BinNode<T> //节点位置 template <typename T> struct BinNode { BinNodePosi(T) parent, lChild, rChild; // 父亲,孩子 T data; int height; int size(); // 高度,子树规模 BinNodePosi(T) insertAslC(T const &); // 作为左孩子插入新节点 BinNodePosi(T) insertAsRC(T const &); // 作为右孩子插入新节点 BinNodePosi(T) succ(); // (中序遍历意义下)当前节点的直接后继 template <typename VST> void travLevel(VST &); // 子树层次遍历 template <typename VST> void travPre(VST &); // 子树先序遍历 template <typename VST> void travIn(VST &); // 子树中序遍历 template <typename VST> void travPost(VST &); // 子树后序遍历 };
接口实现
template <typename T> class BinTree { protected: int _size; // 规模 BinNodePosi(T) _root; // 根节点 virtual int updateHeight(BinNodePosi(T) x); // 更新节点x的高度 void updateHeightAbove(BinNodePosi(T) x); // 更新x及其祖先的高度 public: int size() const { return _size; } // 规模 bool empty() const { return !_root; } // 判空 BinNodePosi(T) root() const { return _root; } // 树根 /* 子树接入,删除和分离接口 */ /* 遍历接口 */ };
高度更新
只有单个节点,不存在任何节点的树(空树),正常情况如何统一?
通过宏定义封装,重新命名等价意义上的高度,
#define stature(p)((p)? (p)->height :-1) // 节点高度--约定空树高度为-1
节点的高度之所以会发生变化,是因为左孩子或是右孩子的高度发生了变化
一个节点的高度等于其左孩子或右孩子高度的最大者,再加1
template <typename T> //更新节点x高度,具体规则因树不同而异 int BinTree<T>::updateHeight(BinNodePosi(T) x) { return x->height = 1 + max(stature(x->lChild), stature(x->rChild)); } // 此处采用常规二叉树规则,0(1)
节点插入
template <typename T> BinNodePosi(T) BinTree<T>::insertAsRC(BinNodePosi(T) x, T const & e) { // insertAsLC()对称 _size++; x->insertAsRC(e); // x祖先的高度可能增加,其余节点比如不变 updateHeightAbove(x); return x->rChild; }
五、先序遍历
按照某种次序,访问树中各节点,每个节点被访问恰好一次
递归
template <typename T, typename VST> void traverse(BinNodePosi(T) x, VST & visit) { if (!x) return; visit(x->data); traverse(x->lChild, visit); traverse(x->rChild, visit); } // T(n) =0(1) + T(a) + T(n-a-1) = O(n)
迭代1:实现
引入栈
template <typename T, typename VST> void travPre_I1(BinNodePosi(T) x, VST & visit) { Stack <BinNodePosi(T)> S; // 辅助栈 if (x) S.push(x); // 根节点入栈 // 在栈变空之前反复循环 while (!S.empty() { x = S.pop(); visit(x->data); // 弹出并访问当前节点 if (HasRchild(*x)) S.push(x->rChild); // 右孩子先入后出 if (HasLChild(*x)) S.push(x->lChild); // 左孩子后入先出 } // 体会以上两句的次序 }
先父,后左孩子,再右孩子
迭代2:思路
总是沿着左侧分支下行的链叫当前子树的左侧链
迭代2:实现
template <typename T, typename VST> static void visitAlongLeftBranch( BinNodePosi(T) x, VST & visit, Stack <BinNodePosi(T)> & S ) { while (x){ // 反复地 visit(x->data); // 访问当前节点 S.push(x->rChild); // 右孩子(右子树)入栈(将来逆序出栈) x = x->lChild; // 沿左侧链下行 } // 只有右孩子、Null可能入栈--增加判断以剔除后者,是否值得? }
左算法
template <typename T, typename VST> void travPre_I2(BinNodePosi(T) x, VST & visit) { stack <BinNodePosi(T)> S; // 辅助栈 while (true) { // 以(右)子树为单位,逐批访问节点 visitAlongLeftBranch(x, visit, S); // 访问子树x的左侧链,右子树入栈缓冲 if (S.empty()) break; // 栈空即推出 x = S.pop(); // 弹出下一子树的根 } // #pop = #push =#visit = O(n) = 分摊O(1) }
迭代2:实例
^是空
六、中序遍历
递归
template <typename T, typename VST> void traverse(BinNodePosi(T) x, VST & visit) { if (!x) return; traverse(x->lChild, visit); visit(x->data); traverse(x->rChild, visit); } // T(n) =0(1) + T(a) + T(n-a-1) = O(n)
观察
没有左孩子相当于左孩子被访问过了
思路
访问左侧链节点,遍历右子树
实现
template <typename T> static void goAlongLeftBranch(BinNodePosi(T) x, Stack <BinNodePosi(T)> & S) { while (x) { S.push(x); x = x->lChild; } // 反复入栈,沿左侧分支深入 }
左算法
template<typename T, typename V> void travIn_I1(BinNodePosi(T) x, V& visit) { Stack <BinNodePosi(T)> S; // 辅助栈 while (true) // 反复地 { goAlongLeftBranch(x, S); // 从当前节点触发,逐批入栈 if (S.empty()) break; // 直至所有节点处理完毕 x = S.pop(); // x的左子树或为空,或已遍历(等效于空),故可以 visit(x->data); // 立即访问之 x = x->rChild; // 再转向其右子树(可能为空,留意处理手法) } }
实例
七、层次遍历
在垂直方向按深度将所有节点划分为若干等价类,有根性就是垂直方向的次序,同一深度的节点如何定义次序呢?
可以根据垂直方向和水平方向的次序定义整体的次序,而进行遍历
具体说,自高向低,在每一层自左向右,逐一访问树中的每一节点,层次遍历
前面的策略都有后代先于祖先访问的情况,即逆序,无论隐式的还是显式的都需要借助栈结构
而在层次遍历中,所有节点都严格按照深度次序,由高到低的接收访问,严格满足顺序性
队列大显身手
实现
template <typename T> template <typename VST> void BinNode<T>::travLevel(VST & visit) { // 二叉树层次遍历 Queue<BinNodePosi(T)> Q; // 引入辅助队列 Q.enqueue(this); // 根节点入队 while (!Q.empty() { // 在队列再次变空之前,反复迭代 BinNodePosi(T) x = Q.dequeue(); // 取出队首节点,并随即 visit(x->data); // 访问之 if (HasLChild(*x)) Q.enqueue(x->lChild)); // 左孩子入队 if (HasRChild(*x)) Q.enqueue(x->rChild); // 右孩子入队 } }
左先右后
A节点入队,右侧的是现在队列的照片
取出队首的节点
左顾右盼,A只有左孩子B,B入队
取出队首节点B
对B进行访问,左顾右盼,左右孩子都有,都要入队,左先右后
取出队首节点C
访问C节点,左顾右盼,都是空的
取出队首节点D
访问D,左顾右盼,左右孩子都有,都要入队
取出队首节点E
访问E,左顾右盼,发现右孩子G,入队
取出队首元素F
访问F,没有左右孩子,进入下一步迭代
取出队首G,访问G,左顾右盼,没有左右孩子
层次遍历完成
八、重构
由任何一棵二叉树,都可以导出三个序列:先序、中序和后序遍历序列
它们都是由树中的所有节点,依照对应的遍历策略所确定的次序,依次排列而成
如果已知某棵树的遍历序列,是否可以忠实还原出树的拓扑结构?
只需要中序遍历序列,和先序、后序中两者中的一个就可以还原树的结构
数学归纳