本文目录

00.BBST——平衡二叉搜索树
01.AVL树
02.AVL的插入
- - 2.1单旋——zig 与 zag
  - 2.2插入节点后的单旋实例
  - 2.3手玩小样例
  - 2.4双旋实例
  - 2.5小结
03.AVL的删除
- - 3.1单旋删除
  - 3.2双旋删除
  - 3.3小结
04.3+4重构
05.综合评价AVL
- - 5.1优点
  - 5.2缺点
06.代码
- - 注意
  - 插入算法
  - 删除算法
  - 完整代码：AVL.h

00.BBST——平衡二叉搜索树

本文是介绍众多平衡二叉搜索树（BBST）的第一篇——介绍AVL树。故先来引入BBST的概念。由于上一篇介绍的二叉搜索树（BST）在极度退化的情况下，十分不平衡，不平衡到只朝一侧偏，成为一条链表，复杂度可达 $O (n)$ ，所以我们要在“平衡”方面做一些约束，以防我们的树结构退化得那么严重。

具体来说，含 $n$ 个节点，高度为 $h$ 的BST，若满足 $h=O(log_2 n)$ ，则称为称为平衡二叉搜索树。

01.AVL树

AVL树是一种BBST（稍后会证明）。它约束自己是否平衡，主要靠一个指标——平衡因子。定义：平衡因子=左子树高度-右子树高度。如果满足 $- 2 < 全部平衡因子 < 2$ ，则该AVL树处于平衡状态；否则，需要靠一系列措施，将其恢复平衡。

首先先证明AVL树满足BBST的要求，即 $h=O(log_2 n)$ （下式）。我们可转而证明n=Ω(Φ^h)（即，AVL的节点数不会太少）
在这里插入图片描述

[结论] 高度为 $h$ 的AVL Tree 至少有 $f ib ((h + 3) - 1$ 个节点
[证明]
在这里插入图片描述

在这里插入图片描述

02.AVL的插入

插入一个节点会导致一串祖先的失衡,删除一个节点至多导致一个祖先失衡。但是，通过后续代码就可发现，删除节点比插入节点复杂的多。原因是，插入节点只要调整好了一处，这条路径上的所有祖先都可平衡，复杂度是O(1)。而删除节点是，调整好了一处平衡，另一处就会不平衡，自下而上层层调整，复杂度是O(n)。

2.1单旋——zig 与 zag

zig 与 zag 分别对应右单旋和左单旋。单旋的操作改变的是两个节点的相对位置。改变的是三条线：一上一下一子树。新树根上行指向原根，新树根原子树给到原根。如下图，V到Y那去，Y到C那去。

在这里插入图片描述

2.2插入节点后的单旋实例

在下图处添加一个节点，自上而下更新高度（或平衡因子），g会率先进入不平衡状态。观察g，p，v呈一条线，而非“之”字，所以用单旋调整（之字形对应双旋）。具体来说，对g左单旋。
在这里插入图片描述

2.3手玩小样例

例题：将1，2，3，4，5，6依次插入空的AVL Tree，最终AVL Tree长成什么样？

[过程]首先正常插入1，2；插入3时，1是第一个发现不平衡的节点，zag(1)，即对1进行左单旋，成功解决；正常插入4
在这里插入图片描述

插入5时，3是第一个发现不平衡的节点，zag(3)，即对3进行左单旋，成功解决
在这里插入图片描述
插入6时，2是第一个发现不平衡的节点，zag(2)，即对2进行左单旋，成功解决

2.4双旋实例

双旋的操作改变的是三个节点的相对位置。分为两种情况——zig-zag与zag-zig。

在下图处添加一个节点，自上而下更新高度（或平衡因子），g会率先进入不平衡状态。观察g，p，v呈“之”字，所以用双旋。具体来说，先zig§，再zag(g).
在这里插入图片描述

2.5小结

AVL树中插入节点引发失衡，经旋转调整后重新平衡，此时包含节点g,p,v的子树高度是不变的，子树高度复原，更高祖先也必平衡，全树复衡。故在AVL树中修正插入节点引发的失衡不会出现失衡传播。

03.AVL的删除

删除一个节点至多导致一个祖先失衡。

3.1单旋删除

在这里插入图片描述

3.2双旋删除

在这里插入图片描述

3.3小结

AVL树中删除节点引发失衡，经旋转调整后重新平衡，此时包含节点g,p,v的子树高度有可能不变也有可能减小1，故在AVL树中修正删除节点引发的失衡有可能出现失衡传播。

04.3+4重构

通过观察以上插入和删除的结果示意图，发现结构是一样的——三个节点按顺序呈三角形，四个子树按原来的顺序分别挂在两个孩子节点的下边。（如下图）
在这里插入图片描述

那我们就不必关注具体的技巧了，而是将三个节点和四个子树拆开，像暴力组装魔方那样（先拆散）拼上。

template <typename T>
BinNode<T> * BST<T>::connect34(BinNode<T> * a, BinNode<T> * b, BinNode<T> * c, BinNode<T> * T1, BinNode<T> * T2, BinNode<T> *T3, BinNode<T> * T4)
{
	b->left = a;  b->right = c;
	a->left = T1; a->right = T2;
	c->left = T3; c->right = T4;

	a->parent = b; c->parent = b;

	if (T1) T1->parent = a;
	if (T2) T2->parent = a;
	if (T3) T3->parent = c;
	if (T4) T4->parent = c;
	a->updateHigh(); b->updateHigh(); c->updateHigh();
	return b;
}

template <typename T>
BinNode<T> * BST<T>::rotateAt(BinNode<T> * v)
{
	BinNode<T> * p = v->parent;
	BinNode<T> * g = p->parent;
	BinNode<T> * T1, *T2, *T3, *T4, *a, *b, *c;

	if (p == g->left && v == p->left)
	{
		a = v; b = p; c = g;
		T1 = v->left; T2 = v->right; T3 = p->right; T4 = g->right;
	}
	else if (p == g->left && v == p->right)
	{
		a = p; b = v; c = g;
		T1 = p->left; T2 = v->left; T3 = v->right; T4 = g->right;
		
	}	
	else if (p == g->right && v == p->left)
	{
		a = g; b = v; c = p;
		T1 = g->left; T2 = v->left; T3 = v->right; T4 = p->right;
	}
	else
	{
		a = g; b = p; c = v;
		T1 = g->left; T2 = p->left; T3 = v->left; T4 = v->right;
	}
	b->parent = g->parent; //向上链接
	return connect34(a, b, c, T1, T2, T3, T4);

}

05.综合评价AVL

5.1优点

查找、插入、删除，最坏时间复杂度为 $O (l o g n)$
$O (n)$ 的存储空间

5.2缺点

需要额外维护高度或平衡因子这一指标（后续Splay Tree可改善这一问题）
删除操作后，最多需旋转 $\Omega(logn)$ 次
单次动态调整后，全树拓扑结构的变化量可能高达 $\Omega(logn)$ （RedBlack Tree可缩到 $O (1)$ ）

谢谢观看~

06.代码

注意

fromParentTo()是根节点的情况
connect34()向上链接别忘

插入算法

为什么不用现成的BST::insert(val)？ BST::insert自带更新一串高度，旋转调整之后还得把这一串更新回来。

BinNode<T> * insert(T const & val)
		{
			BinNode<T> * & X = BST<T>::search(val);
			if (!X)
			{
				X = new BinNode<T>(val, BST<T>::hot); 
				BinTree<T>::size++;
				BinNode<T> * X_copy = X;

				while (X_copy && AvlBalanced(X_copy))
				{
					X_copy->updateHigh();
					X_copy = X_copy->parent;
				}

				if (X_copy) //说明是因为遇到了不平衡节点才退出了while，现在解决不平衡问题
				{
					BinNode<T> * & tmp = BinTree<T>::fromParentTo(X_copy);
					tmp = BST<T>::rotateAt(tallerChild(tallerChild(X_copy))); // 内部自带单个节点更新高度
				}
				return X;
			}
		}

删除算法

受限于BST::remove的返回值仅仅是bool，所以用底层的removeAt. removeAt的返回值是接替者，但有时，接替者是NULL。还好有BST::hot，存放被删节点的父亲。实际上，BST::remove的更新高度也是从hot开始的

bool remove(T const & val) 
		{
			BinNode<T> * & X = BST<T>::search(val);
			if (!X) return false;
			else
			{
				
				BST<T>::removeAt(X, BST<T>::hot);
				BinTree<T>::size--;

				// 与insert不同的是，remove可能要调整很多次
				for (BinNode<T> * g = BST<T>::hot; g; g = g->parent)
				{
					int i = BF(g);
					if (!AvlBalanced(g))
					{
						BinNode<T> * & tmp = BinTree<T>::fromParentTo(g);
						tmp = BST<T>::rotateAt(tallerChild(tallerChild(g))); 
					}
					else g->updateHigh();
				}
				return true;
			}
		}

完整代码：AVL.h

# pragma once
# include "BST.h"

# define BF(x) (int)(getHigh(x->left) - getHigh(x->right))
# define AvlBalanced(x)  ( -2 < BF(x) && BF(x) < 2 )

template <typename T>
BinNode<T> * tallerChild(BinNode<T> * x)
{
	return  (getHigh(x->left) > getHigh(x->right)) ? x->left : x->right;
}

template <typename T>
class AVL :public BST<T>
{
	public:
		bool remove(T const & val) 
		{

			BinNode<T> * & X = BST<T>::search(val);
			if (!X)  return false;
			else
			{
				
				BST<T>::removeAt(X, BST<T>::hot);
				BinTree<T>::size--;

				// （可优化：直到到某祖先，高度不变，停止上行。那就要在刚刚更新高度时记录中途退出的位置，以便在此处判断）
				for (BinNode<T> * g = BST<T>::hot; g; g = g->parent)
				{
					int i = BF(g);
					if (!AvlBalanced(g))
					{
						BinNode<T> * & tmp = BinTree<T>::fromParentTo(g);
						tmp = BST<T>::rotateAt(tallerChild(tallerChild(g))); // 内部自带单个节点更新高度
					}
					else g->updateHigh();
				}
				return true;
			}
		}
		BinNode<T> * insert(T const & val)
		{
			BinNode<T> * & X = BST<T>::search(val);
			if (!X)
			{
				X = new BinNode<T>(val, BST<T>::hot); //这一句话将两个关系连接
				BinTree<T>::size++;
				BinNode<T> * X_copy = X;

				while (X_copy && AvlBalanced(X_copy))
				{
					X_copy->updateHigh();
					X_copy = X_copy->parent;
				}

				if (X_copy) //说明是因为遇到了不平衡节点才退出了while，现在解决不平衡问题
				{
					BinNode<T> * & tmp = BinTree<T>::fromParentTo(X_copy);
					tmp = BST<T>::rotateAt(tallerChild(tallerChild(X_copy))); // 内部自带单个节点更新高度
				}

				return X;
				
			}
		}
};