Изменения

Представим дерево в виде последовательности вершин, посещенных в порядке эйлерова обхода, начиная с корнем в вершине вершины <tex>a</tex> в виде последовательности вершин, посещеннных в порядке эйлерова обхода.

[[ФайлДля добавления ребра <tex>(c, g)</tex>:Link11.png |thumb|400px|center]] Для связывания деревьев *Выберем любое вхождение вершины <tex>T1 c</tex> и в эйлеров обход дерева <tex>T2T1</tex>, где .*Разрежем эйлеров обход <tex>c\in T1\ </tex>, а на две части:*: <tex>g\in T2\A1</tex> добавлением ребра {{---}} часть обхода до выбранного вхождения вершины <tex>\{c, g\} \</tex> необходимо:, включая ее.*Переподвесить дерево : <tex>T1A2</tex> к вершине {{---}} часть обхода после выбранного вхождения вершины <tex>c</tex>, если корнем дерева была другая вершинавключая ее.*Переподвесить дерево Аналогично, выберем любое вхождение вершины <tex>g</tex> в эйлеров обход дерева <tex>T2</tex> к вершине и разрежем его на две части <tex>B1</tex> и <tex>gB2</tex>, если корнем дерева была другая вершина.*Соединить получившиеся эйлеровы обходы.*Добавить Соберем результирующий эйлеров обход в порядке <tex>A1, B2, B1</tex> (без первой повторяющейся вершины), <tex>\{c\}A2</tex> в конец последовательности. [[Файл:Link2.png|thumb|400px |center]]

В результате получим Чтобы быстро находить место, где разрезать эйлеровы обходы деревьев <tex>T1</tex> и <tex>T2</tex>, будем хранить эйлеровы обходы в двоичных деревьях поиска. Ключом вершины для построения дерева поиска будет время посещения этой вершины эйлеровым обходом.Для каждой вершины дерева <tex>(T1, T2)</tex> будем хранить указатель на вершину в дереве поиска, которая соответствует вхождению вершины дерева в эйлеров обход . Тогда за <tex>O(1)</tex> переходим от вершины дерева с корнем в к вершине дерева поиска, по которой за <tex>cO(\log n)</tex>:можно будет разделить дерево поиска на две части.

[[Файл:Link3Link22.png|thumb|400px|center|Рис.1a Исходный лес <br>Рис.1b Эйлеровы обходы деревьев<br> Рис.1с Двоичные деревья поиска для хранения эйлеровых обходов <br> Рис.1d Результирующий эйлеров обход]]

[[ФайлДля удаления ребра <tex>(g, j)</tex>:Cut2*Найдем в эйлеровом обходе дерева <tex>T</tex> две пары посещений концов удаляемого ребра <tex>g,j</tex> и <tex>j,g</tex>, которые соответствуют прохождениям по ребру <tex>(g, j)</tex> в дереве <tex>T</tex>.*Разрежем эйлеров обход дерева по этим парам на три части: <tex>A1, A2, A3</tex>.*Соединив <tex>A1</tex> и <tex>A3</tex> (без повторяющейся первой вершины), получим эйлеров обход первого дерева, а <tex>A2</tex> дает эйлеров обход второго дерева.png|thumb|350px|center]]

В результате получим:Чтобы быстро находить места в эйлеровом обходе, которые соответствуют прохождению удаляемого ребра в дереве, будем для каждого ребра в дереве хранить ссылку на те места эйлерова обхода, где последовательно посещаем концы удаляемого ребра.[[Файл:Cut3Так, для ребра <tex>(g, j)</tex> храним ссылки на узлы дерева поиска, соответствующие парам посещений концов этого ребра.png|thumb|350px|center]]

{{Задача===Проверка на связность===|definition = Определить структуру данных для хранения эйлеровых обходов деревьев для наиболее эффективного выполнения указанных операцийДля того, чтобы проверить, лежат ли две вершины в одном дереве, достаточно подняться от вхождения каждой вершины в эйлеров обход (ссылку на которое мы храним) до корня дерева поиска, хранящего этот эйлеров обход.}}

Операции объединения и разделения красно-черных деревьев выполняется за <tex>O(\log n)</tex><ref>[[Файлhttp:Linked lists//citeseerx.ist.psu.edu/viewdoc/download?doi=10.1.1.109.4875&rep=rep1&type=pdf Ron Wein {{---}} Efficient Implementation of Red-Black Trees.png |center]]</ref>.

Каждое разбиение и соединение последовательностей требует Также, можем хранить последовательности вершин эйлерова обхода в [[Декартово_дерево_по_неявному_ключу|декартовом дереве по неявному ключу]]. Глубина декартового дерева, построенного на массиве из <tex>n</tex> вершин, будет поддерживаться равной <tex>O(1\log n)</tex>.

Для каждой вершины будем хранить указатели на первое Операции объединения и последнее вхождение вершины в последовательность. Тогда возможно определять первое и последнее вхождение вершины за <tex>O(1)</tex>. Однако,используя [[Список|двусвязные списки]] определение принадлежности вершин одной компоненте связности занимает <tex>O(\log n)</tex> в худшем случае. ===Balanced Trees===[[Файл:Balanced tree.png |center]] Представим последовательность вершин эйлерова обхода в виде сбалансированного двоичного дерева. Будем использовать [[Красно-черное дерево|красно-черное дерево]]. Объединение и разделение красно-черных деревьев выполняется разделения также выполняются за <tex>O(\log n)</tex>.  Для каждой вершины храним указатели на её первое и последнее вхождение в последовательность. Значит, имеем доступ к ним за <tex>O(1)</tex>. Запрос о принадлежности вершин к одной компоненте связности выполняется за <tex>O(\log n)</tex> проверкой лежат ли эти вершины в одном дереве. [[Файл:Balanced tree1.png |center]]