Изменения

* <tex>\mathrm{inorderTraversal}</tex> {{---}} обход узлов в отсортированном порядке,* <tex>\mathrm{preorderTraversal}</tex> {{---}} обход узлов в порядке: вершина, левое поддерево, правое поддерево,* <tex>\mathrm{postorderTraversal}</tex> {{---}} обход узлов в порядке: левое поддерево, правое поддерево, вершина. '''func''' inorderTraversal(x : '''Node''' x): '''if''' x != ''null''

Корректность При выполнении данного алгоритма следует из свойств бинарного дерева поискаобхода вершины будут выведены в следующем порядке: ''1 3 4 6 7 8 10 13 14''.   '''func''' preorderTraversal(x : '''Node''' x) '''if''' x != ''null''

postfixTraversal'''func''' postorderTraversal(x : '''Node''' x) '''if''' x != ''null''

При выполнении данного обхода вершины будут выведены в следующем порядке: ''1 4 7 6 3 13 14 10 8''. Данные алгоритмы выполняют обход за время <tex>O(n)</tex>, поскольку процедура вызывается ровно два раза для каждого узла дерева.  

[[Файл:Bst search.png|thumbframe|right|318px|Поиск элемента 4]]Для поиска элемента в бинарном дереве поиска можно воспользоваться следующей процедуройфункцией, которая принимает в качестве параметров корень дерева и искомый ключ. Для каждого узла функция сравнивает значение его ключа с искомым ключом. Если ключи одинаковы, то функция возвращает текущий узел, в противном случае функция вызывается рекурсивно для левого или правого поддерева. Узлы, которые посещает функция образуют нисходящий путь от корня, так что время ее работы <tex>O(h)</tex>, где <tex>h</tex> {{---}} высота дерева.<div style="width: 65%"> '''Node''' search(x : '''Node''' x, k : '''keyT''' k): '''if''' x == ''null '' '''or''' k == x.key

'''Node''' minimum(x : '''Node''' x): '''if''' x.left == ''null''

'''Node''' maximum(x : '''Node''' x): '''if''' x.right == ''null''

====Реализация с использованием информации о родителе====Если у узла есть правое поддерево, то следующий за ним элемент будет минимальным элементом в этом поддереве. Если у него нет правого поддерева, то нужно следовать вверх, пока не встретим узел, который является левым дочерним узлом своего родителя. Поиск предыдущего выполнятся аналогично. Если у узла есть левое поддерево, то следующий за ним предыдущий ему элемент будет максимальным элементом в этом поддереве. Если у него нет левого поддерева, то нужно следовать вверх, пока не встретим узел, который является правым дочерним узлом своего родителя. '''Node''' next(x : '''Node''' x): '''if''' x.right != ''null''

'''while''' y != ''null '' '''and''' x == y.right

'''Node''' prev(x : '''Node''' x): '''if''' x.left != ''null''

'''while''' y != ''null '' '''and''' x == y.left

====Реализация с использованием информации о родителе==== '''func''' insert(x : '''Node''' x, z : '''Node''' z) : <font color="green">// x {{---}} корень поддерева, z {{---}} вставляемый элемент</font> '''while''' x != ''null'' '''if''' z.key > x.key '''if''' x.right != ''null'' insert( x = x.right, z) '''else''' z.parent = x; x.right = z; '''break''' '''elseif'''z.key < x.key '''if''' x.left != ''null'' x = x.left '''else''' z.parent = x x.left = z '''break'''====Реализация без использования информации о родителе==== '''Node''' insert(x.left: '''Node''', z: '''T'''): <font color="green">// x {{---}} корень поддерева, z {{---}} вставляемый ключ</font> '''if''' x == ''null'' '''return''' Node(z) <font color="green">// подвесим Node с key = z</font> '''elseif'''z < x.key z x.parent left = insert(x;.left, z) '''else if''' z > x.key x.left right = insert(x.right, z;) '''return''' x Время работы алгоритма для обеих реализаций {{---}} <tex>O(h)</tex>.

====Нерекурсивная реализация====Для удаления узла из бинарного дерева поиска нужно рассмотреть три возможные ситуации. Если у узла нет дочерних узлов, то у его родителя нужно просто заменить указатель на <tex>null</tex>. Если у узла есть только один дочерний узел, то нужно создать новую связь между родителем удаляемого узла и его дочерним узлом. Наконец, если у узла два дочерних узла, то нужно найти следующий за ним элемент(у этого элемента не будет левого потомка) и переместить , его правого потомка подвесить на место удаляемого узланайденного элемента, а удаляемый узел заменить найденным узлом. Таким образом, свойство бинарного дерева поиска не будет нарушено. Данная реализация удаления не увеличивает высоту дерева. Время работы алгоритма {{---}} <tex>O(h)</tex>.

'''func''' delete(t : '''Node''' root, v : '''Node''' z) : <font color="green">// корень поддерева<tex>t</tex> {{---}} дерево, <tex>v</tex> {{---}} удаляемый элемент</font> p = v.parent <font color="green">// предок удаляемого элемента</font> '''if''' v.left == ''null'''Node''and''' v.right == ''null'' x, y <font color="green">// x первый случай: удаляемый элемент - элемент, который нужно поместить вместо yлист</font> '''if''' zp.left != = v p.left = ''null'' '''if''' p.right == v p.right = ''null'' '''else if''' v.left == ''null '''and''or''' zv.right != = ''null '' <font color="green">// если z второй случай: удаляемый элемент имеет двух детейодного потомка</font> y '''if''' v.left == ''null'' '''if''' p.left == v p.left = v.right '''else''' p.right = v.right v.right.parent = p '''else''' '''if''' p.left == v p.left = v.left '''else''' p.right = v.left v.left.parent = p '''nextelse'''(z) <font color="green">// y - третий случай: удаляемый элемент, следующий за удаляемым, x - nullимеет двух потомков</font> x successor = nullnext(v, t) v.key = successor.key '''if''' y == ysuccessor.parent.left== successor y successor.parent.left = successor.right '''if''' successor.right != ''null'' successor.right.parent = successor.parent

y successor.parent.right = null zsuccessor.key = y.key <font color="green">// подвешиваем y вместо z</font> z.data = y.dataleft '''else if''' zsuccessor.left != ''null '' successor.right.parent = successor.parent ====Рекурсивная реализация====При рекурсивном удалении узла из бинарного дерева нужно рассмотреть три случая: удаляемый элемент находится в левом поддереве текущего поддерева, удаляемый элемент находится в правом поддереве или удаляемый элемент находится в корне. В двух первых случаях нужно рекурсивно удалить элемент из нужного поддерева. Если удаляемый элемент находится в корне текущего поддерева и имеет два дочерних узла, то нужно заменить его минимальным элементом из правого поддерева и рекурсивно удалить '''orэтот''' zминимальный элемент из правого поддерева. Иначе, если удаляемый элемент имеет один дочерний узел, нужно заменить его потомком.right != null Время работы алгоритма {{---}} <font color="green"tex>O(h)<// eсли tex>.Рекурсивная функция, возвращающая дерево с удаленным элементом <tex>z имеет одного ребенка</fonttex>: y = '''Node''' delete(root : '''Node''', z : '''T'''): <font color="green">// y - корень поддерева, удаляемый элементключ</font> '''if''' y.left !root == ''null <font color="green">// x - ребенок y</font> x = y.left '' '''elsereturn''' x = y.rightroot '''elseif''' <font color="green">// если z не имеет детей</font>root.key y root.left = delete(root.left, z <font color="green">// y - удаляемый элемент, x - null</font> x = null) '''else if''' x != null <font color="green">// подвешиваем x вместо y</fontz >root.key x root.parent right = ydelete(root.parent right, z) '''else if''' yroot.parent left !=''null'' '''and''' root.right != ''null'' root .key = xminimum(root.right).key root.right = delete(root.right, root.key)

'''if''' y root.left != ''null'' root = root.left '''else if''' root.right != ''null'' root = root.right '''else''' root = ''null'' '''return''' root ==Задачи о бинарном дереве поиска== ===Проверка того, что заданное дерево является деревом поиска=== {{Задача|definition = Определить, является ли заданное двоичное дерево деревом поиска.}}[[Файл:Not_Enough.png|right|thumb|291px|Пример дерева, для которого недостаточно проверки лишь его соседних вершин]]Для того чтобы решить эту задачу, применим [[Обход в глубину, цвета вершин|обход в глубину]]. Запустим от корня рекурсивную логическую функцию, которая выведет <tex>\mathtt{true}</tex>, если дерево является BST и <tex>\mathtt{false}</tex> в противном случае. Чтобы дерево не являлось BST, в нём должна быть хотя бы одна вершина, которая не попадает под определение дерева поиска. То есть достаточно найти всего одну такую вершину, чтобы выйти из рекурсии и вернуть значение <tex>\mathtt{false}</tex>. Если же, дойдя до листьев, функция не встретит на своём пути такие вершины, она вернёт значение <tex>\mathtt{true}</tex>. Функция принимает на вход исследуемую вершину, а также два значения: <tex>\mathtt{min}</tex> и <tex>\mathtt{max}</tex>, которые до вызова функции равнялись <tex> \infty </tex> и <tex> -\infty </tex> соответственно, где <tex> \infty </tex> — очень большое число, т.е. ни один ключ дерева не превосходит его по модулю. Казалось бы, два последних параметра не нужны. Но без них программа может выдать неверный ответ, так как сравнения только вершины и её детей недостаточно. Необходимо также помнить, в каком поддереве для более старших предков мы находимся. Например, в этом дереве вершина с номером <tex>8</tex> находится левее вершины, в которой лежит <tex>5</tex>, чего не должно быть в дереве поиска, однако после проверки функция бы вернула <tex>\mathtt{true}</tex>.  '''bool''' isBinarySearchTree(root: '''Node'''): <font color="green">// Здесь root — корень заданного двоичного дерева.</font> '''bool''' check(v : '''Node''', min: '''T''', max: '''T'''): <font color="green">// min и max — минимально и максимально допустимые значения в вершинах поддерева.</font> '''if''' v == ''null'' '''return''' ''true'' '''if''' v.key <=min '''or''' max <= yv.parentkey '''return''' ''false'' '''return''' check(v.left, min, v.key) '''and''' check(v.right, v.key, max) '''return''' check(root, <tex> -\infty </tex>, <tex> \infty </tex>) Время работы алгоритма {{---}} <tex>O(n)</tex>, где <tex>n</tex> {{---}} количество вершин в дереве. ===Задачи на поиск максимального BST в заданном двоичном дереве=== {{Задача|definition = Найти в данном дереве такую вершину, что она будет корнем поддерева поиска с наибольшим количеством вершин.}}Если мы будем приведённым выше способом проверять каждую вершину, мы справимся с задачей за <tex>O(n^2)</tex>. Но её можно решить за <tex>O(n)</tex>, идя от корня и проверяя все вершины по одному разу, основываясь на следующих фактах:* Значение в вершине больше максимума в её левом поддереве;* Значение в вершине меньше минимума в её правом поддереве;* Левое и правое поддерево являются деревьями поиска. Введём <tex>\mathtt{v.min}</tex> и <tex>\mathtt{v.max}</tex>, которые будут хранить минимум в левом поддереве вершины и максимум в правом. Тогда мы должны будем проверить, являются ли эти поддеревья деревьями поиска и, если да, лежит ли ключ вершины <tex>\mathtt{v}</tex> между этими значениями <tex>\mathtt{v.min}</tex> и <tex>\mathtt{v.max}</tex>. Если вершина является листом, она автоматически становится деревом поиска, а её ключ {{---}} минимумом или максимумом для её родителя (в зависимости от расположения вершины). Функция <tex>\mathtt{cnt}</tex> записывает в <tex>\mathtt{v.kol}</tex> количество вершин в дереве, если оно является деревом поиска или <tex>\mathtt{-1}</tex> в противном случае. После выполнения функции ищем за линейное время вершину с наибольшим значением <tex>\mathtt{v.kol}</tex>.  '''int''' count(root: '''Node'''): <font color="green">// root — корень заданного двоичного дерева.</font> '''int''' cnt(v: '''Node'''): '''if''' v == ''null'' v.kol = 0 '''return''' = 0 '''if''' cnt(v.left) != -1 '''and''' cnt(v.right) != -1 '''if''' v.left == ''null'' '''and''' v.right == ''null'' v.min = v.key v.max = v.key yv.parentkol = 1 '''return''' 1 '''if''' v.left = x= ''null'' '''if'''elsev.right.max > v.key v.min = v.key v.kol = cnt(v.right) + 1 '''return''' v.kol '''if''' v.right == ''null'' '''if''' v.left.min < v.key v.max = v.key v.kol = cnt(v.left) + 1 '''return''' v.kol '''if''' v.left.min < v.key '''and'''v.right.max > v.key v.min = v.left.min yv.parentmax = v.right .max v.kol = v.left.kol + v.right.kol + 1 v.kol = cnt(v.left) + cnt(v.right) + 1 '''return''' v.kol '''return''' -1 '''return''' cnt(root) Алгоритм работает за <tex>O(n)</tex>, так как мы прошлись по дереву два раза за время, равное количеству вершин. ===Восстановление дерева по результату обхода preorderTraversal=== {{Задача|definition = Восстановить дерево по последовательности, выведенной после выполнения процедуры <tex>\mathrm{preorderTraversal}</tex>.}}[[Файл:BST_from_seq.gif|right|thumb|257px|Восстановление дерева поиска по последовательности ключей]] Как мы помним, процедура <tex>\mathrm{preorderTraversal}</tex> выводит значения в узлах поддерева следующим образом: сначала идёт до упора влево, затем на каком-то моменте делает шаг вправо и снова движется влево. Это продолжается до тех пор, пока не будут выведены все вершины. Полученная последовательность позволит нам однозначно определить расположение всех узлов поддерева. Первая вершина всегда будет в корне. Затем, пока не будут использованы все значения, будем последовательно подвешивать левых сыновей к последней добавленной вершине, пока не найдём номер, нарушающий убывающую последовательность, а для каждого такого номера будем искать вершину без правого потомка, хранящую наибольшее значение, не превосходящее того, которое хотим поставить, и подвешиваем к ней элемент с таким номером в качестве правого сына. Когда мы, желая найти такую вершину, встречаем какую-нибудь другую, уже имеющую правого сына, проходим по ветке вправо. Мы имеем на это право, так как если такая вершина стоит, то процедура обхода в ней уже побывала и поворачивала вправо, поэтому спускаться в другую сторону смысла не имеет. Вершину с максимальным ключом, с которой будем начинать поиск, будем запоминать. Она будет обновляться каждый раз, когда появится новый максимум. Процедура восстановления дерева работает за <tex>O(n)</tex>.  Разберём алгоритм на примере последовательности <tex>\mathtt{8}</tex> <tex>\mathtt{2}</tex> <tex>\mathtt{1}</tex> <tex>\mathtt{4}</tex> <tex>\mathtt{3}</tex> <tex>\mathtt{5}</tex>. Будем выделять красным цветом вершины, рассматриваемые на каждом шаге, чёрным жирным {{---}} их родителей, курсивом {{---}} убывающие подпоследовательности (в случаях, когда мы их рассматриваем) или претендентов на добавление к ним правого ребёнка (когда рассматривается вершина, нарушающая убывающую последовательность).{| style="background-color:#CCC;margin:0.5px"!style="background-color:#EEE"| Состояние последовательности!style="background-color:#EEE"| Действие!style="background-color:#EEE"| Пояснение|-|style="background-color:#FFF;padding:2px 10px"| <span style="color:red">'''8'''</span> 2 1 4 3 5|style="background-color:#FFF;padding:2px 10px"| Делаем вершину корнем.|style="background-color:#FFF;padding:2px 10px"| ''Первая вершина всегда будет корнем, так как вывод начинался с него.''|-|style="background-color:#FFF;padding:2px 10px"| '''''8''''' <span style="color:red">'''''2'''''</span> ''1'' 4 3 5|rowspan=2 style="background-color:#FFF;padding:2px 10px"|Находим убывающую подпоследовательность. Каждую вершину подвешиваем к последней из взятых ранее в качестве левого сына.|rowspan=2 style="background-color:#FFF;padding:2px 10px"| ''Каждая последующая вершина становится левым сыном предыдущей, так как выводя ключи, мы двигались по дереву поиска влево, пока есть вершины.''|-| style= x"background-color:#FFF;padding:2px 10px"| ''8 '''2''''' <span style="color:red">'''''1'''''</span> 4 3 5|-|style="background-color:#FFF;padding:2px 10px"| ''8 '''2''''' 1 <span style="color:red">'''4'''</span> 3 5|style="background-color:#FFF;padding:2px 10px"| Для вершины, нарушившей убывающую последовательность, ищем максимальное значение, меньшее его. В данном случае оно равно <tex>\mathtt{2}</tex>. Затем добавляем вершину.|style="background-color:#FFF;padding:2px 10px"| ''На моменте вывода следующего номера процедура обратилась уже к какому-то из правых поддеревьев, так как влево идти уже некуда. Значит, нам необходимо найти узел, для которого данная вершина являлась бы правым сыном. Очевидно, что в её родителе не может лежать значение, которое больше её ключа. Но эту вершину нельзя подвесить и к меньшим, иначе нашёлся бы более старший предок, также хранящий какое-то значение, которое меньше, чем в исследуемой. Для этого предка вершина бы попала в левое поддерево. И тогда возникает противоречие с определением дерева поиска. Отсюда следует, что родитель определяется единственным образом {{---}} он хранит максимум среди ключей, не превосходящих значения в подвешиваемой вершине, что и требовалось доказать.'' |-|style="background-color:#FFF;padding:2px 10px"| 8 2 1 '''''4''''' <span style="color:red">'''''3'''''</span> 5|style="background-color:#FFF;padding:2px 10px"| Находим убывающую подпоследовательность. Каждую вершину подвешиваем к последней из взятых ранее в качестве левого сына.|style="background-color:#FFF;padding:2px 10px"| ''Зайдя в правое поддерево, процедура обхода снова до упора начала двигаться влево, поэтому действуем аналогичным образом.''|-|style="background-color:#FFF;padding:2px 10px"| ''8'' 2 1 '''''4''''' 3 <span style="color:red">'''5'''</span>|style="background-color:#FFF;padding:2px 10px"| Для этой вершины ищем максимальное значение, меньшее его. Затем добавляем вершину.|style="background-color:#FFF;padding:2px 10px"| ''Здесь процедура снова обратилась к правому поддереву. Рассуждения аналогичны. Ключ родителя этой вершины равен <tex>\mathtt{4}</tex>.'' |} ==См. также==* [[Поисковые структуры данных]]* [[Рандомизированное бинарное дерево поиска]]* [[Красно-черное дерево]]* [[АВЛ-дерево]]

== Ссылки Источники информации==* [httphttps://ru.wikipedia.org/wiki/%D0%94%D0%B2%D0%BE%D0%B8%D1%87%D0%BD%D0%BE%D0%B5_%D0%B4%D0%B5%D1%80%D0%B5%D0%B2%D0%BE_%D0%BF%D0%BE%D0%B8%D1%81%D0%BA%D0%B0 Википедия {{---}} Двоичное дерево поиска] * [https://en.wikipedia.org/wiki/Binary_search_tree Wikipedia {{---}} Binary search tree]== Литература ==1. * Кормен, Т., Лейзерсон, Ч., Ривест, Р., Штайн, К. Алгоритмы: построение и анализ = Introduction to Algorithms / Под ред. И. В. Красикова. — 2-е изд. — М.: Вильямс, 2005. — 1296 с. — ISBN 5-8459-0857-4