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[工学]数据结构严蔚敏课件第9章
3.二叉排序树的插入算法 根据动态查找表的定义,“插入”操作在查找不成功时才进行; 二、二叉平衡树 何谓“二叉平衡树”? 假设 m 阶 B-树的深度为 H+1,由于 第 H+1 层为叶子结点,而当前树中含有 N 个关键字,则叶子结点必为 N+1 个, N+1≥2(?m/2?)H-1 H-1≤log?m/2?((N+1)/2) H≤log?m/2?((N+1)/2)+1 由此可推得下列结果: 在含 N 个关键字的 B-树上进行一次查找,需访问的结点个数不超过 log?m/2?((N+1)/2)+1 结论: 是B-树的一种变型 四、B+树 1.B+树的结构特点: ※ 每个叶子结点中含有 n 个关键字和 n 个指向记录的指针;并且,所有叶子结点彼此相链接构成一个有序链表,其头指针指向含最小关键字的结点; ※ 每个非叶结点中的关键字 Ki 即为其相应指针 Ai 所指子树中关键字的最大值; ※ 所有叶子结点都处在同一层次上,每个叶子结点中关键字的个数均介于 ?m/2?和 m 之间。 2.查找过程 ※在 B+ 树上,既可以进行缩小范围的查 找,也可以进行顺序查找; ※ 在进行缩小范围的查找时,不管成功 与否,都必须查到叶子结点才能结束; ※若在结点内查找时,给定值≤Ki, 则 应继续在 Ai 所指子树中进行查找。 4) RL型(先顺时针旋转,再逆时针旋转。) 图 二叉排序树的RL型平衡旋转 RL型失衡的特点是:A-bf=-2,B-bf=1。 相应调整操作可用如下语句完成: B=A-rchild; C=B-lchild; B-lchild=C-rchild; A-rchild=C-lchild; C-lchild=A; C-rchild=B; 然后针对上述三种不同情况,修改A、B、C的平衡因子: if (S-key C-key) /* 在CL下插入S */ { A-bf=0; B-bf=-1 ; C-bf=0; } if (S-key C-key) /* 在CR下插入S */ { A-bf=1; B-bf=0 ; C-bf=0; } if (S-key ==C-key) /* C本身就是插入的新结点S */ { A-bf=0; B-bf=0 ; } 最后,将调整后的二叉树的根结点C“接到”原A处。 令A原来的父指针为FA,如果FA非空,则用C代替A做FA的左子或右子;否则,原来A就是根结点,此时应令根指针t指向C: if (FA==NULL) t=C; else if (A==FA-lchild) FA-lchild=C; else FA-rchild=C; 综上所述, 在一个平衡二叉排序树上插入一个新结点S时,主要包括以下三步: (1) 查找应插位置, 同时记录离插入位置最近的可能失衡结点A(A的平衡因子不等于0)。 (2) 插入新结点S, 并修改从A到S路径上各结点的平衡因子。 (3) 根据A、 B的平衡因子, 判断是否失衡以及失衡类型, 并做相应处理。 下面给出完整算法,其中AVLTree为平衡二叉排序树类型, AVLTNode为平衡二叉排序树结点类型。 void ins-AVLtree(AVLTree *avlt , KeyType k) /*在平衡二叉排序树中插入元素k, 使之成为一棵新的平衡二叉排序树*/ { S=(AVLTree)malloc(sizeof(AVLTNode)); S-key=k; S-lchild=S-rchild=NULL; S-bf=0; if (*avlt==NULL) *avlt=S; else { /* 首先查找S的插入位置fp, 同时记录距S的插入位置最近且 平衡因子不等于0(等于-1或1)的结点A, A为可能的失衡结点*/ A=*avlt; FA=NULL; p=*avlt; fp=NULL while (p! =NULL) { i
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