25.Атд Словарь. Реализация словаря 2-3 деревьями.

2-3 деревом называется дерево, в котором каждый внутренний узел имеет двух или трех сыновей, а длины всех путей от корня в листья совпадают между собой. Поскольку в процессе поиска необходимо делать выбор между тремя сыновьями, в 2-3 дереве каждый внутренний узел дерева хранит не один, а два ключа. Линейно упорядоченное множество S можно представить 2-3 деревом, приписав его элементы листьям дерева с использованием заданного порядка. Каждый внутренний узел v содержит две метки L(v) и M(v) , где L(v) - наибольший элемент, приписанный листьям самого левого сына вершины v , M(v) - наибольший элемент, приписанный листьям второго сына этой вершины. Используя эти метки для поиска, легко решить задачу НАЙТИ за время пропорциональное высоте дерева (O(log(n)) ). 2-3 деревья служат хорошей структурой данных для АТД со следующим набором операций:

1. ВСТАВИТЬ, УДАЛИТЬ, НАЙТИ

2. ВСТАВИТЬ, УДАЛИТЬ, НАЙТИ ЭЛЕМЕНТ С МИНИМАЛЬНЫМ

ЗНАЧЕНИЕМ КЛЮЧА

3. ВСТАВИТЬ, УДАЛИТЬ, ОБЪЕДИНИТЬ, НАЙТИ С МИНИМАЛЬНЫМ

ЗНАЧЕНИЕМ КЛЮЧА

4. ВСТАВИТЬ, УДАЛИТЬ, НАЙТИ, СЦЕПИТЬ, РАСЦЕПИТЬ

Как уже упоминалось выше, АТД с набором операций из множества 1 называется

Словарем, из множества 2 – Очередью с приоритетами, 3 – Сливаемым деревом, 4 –

Сцепляемой очередью.

2-3 деревья позволяют эффективно выполнять последовательности операций из любого набора перечисленных операций. Единственная несовместимость состоит в том, что операция ОБЪЕДИНИТЬ приводит к неупорядоченному множеству, а операции СЦЕПИТЬ, РАСЦЕПИТЬ предполагают наличие порядка.

Словари и очереди с приоритетами. Рассмотрим реализацию операции ВСТАВИТЬ в 2-3 дерево. Сначала поиском по дереву определяется место для нового элемента a в последовательности меток листьев дерева. Для этого ищут узел f дерева, имеющий двух или трех сыновей, к листьям которог необходимо приписать a . Если у узла f два сына, то a становится третьим сыном, причем a вставляется с учетом отношения линейного порядка на листьях дерева. В зависимости от позиции элемента a последовательности сыновей вершины f , производится коррекция ее меток L( f ) и M( f ) таким образом, чтобы они отражали порядок следования сыновей вершины f . Далее с учетом этой информации необходимо рекурсивно подправить метки вершин (предков узла f ), лежащих на пути от вершины f к корню дерева. Если после добавления вершины a , число листьев вершины f становится равным 4, то вершину f расщепляют на два узла f и g с общим отцом, оставляя двух левых сыновей вершине f , а двух правых относя вершине g . Поскольку вершины f и g , имеют общего отца q , проверяют число сыновей у вершины q . Если q имеет не более трех сыновей, процесс расщепления завершается, если числосыновей равно 4, то вершина q ,аналогично f расщепляется на две, каждая из которых имеет двух сыновей, и процесс продолжается по направлению к корню дерева. Как и в первом случае в процессе

приведения дерева к виду 2-3 дерева, необходимо откорректировать метки вершин на пути от вершины f к корню. Общее время операции по вставке элемента в n –элементное множество равно O(log n) шагов. Процесс удаления вершины из дерева является обратным к операции вставки. Пусть удаляемый элемент a принадлежит листу z . Рассмотрим три случая: 1. Если z является корнем дерева, то он удаляется, и мы получаем пустое дерево. 2. Если z имеет двух братьев, то z удаляется, и далее производится корректировка меток вершин, лежащих на пути от отца вершины z до корня дерева. 3. Если z сын узла f , имеющего двух сыновей s и z , то возможно два варианта продолжения: a) f - корень, удаляем z и f , корнем дерева становится s . b) f - не корень. Если f имеет слева от себя брата g 28, то подсчитывается число сыновей вершины g . Если у g два сына, делаем узел s самым правым сыном вершины g , удаляем z и рекурсивно вызываем процедуру удаления узла f . Если у g три сына, то самого правого сына делаем левым сыном узла f , и удаляем z . Далее проводится корректировка меток

вершин, лежащих на пути от g (возможно и f ) до корня дерева.

Продолжение 25

Показано [2], что операция удалить элемент из множества, содержащего n элементов, также занимает O(log n) времени. Таким образом, для словаря 2-3 дерево представляет структуру, позволяющую обеспечить выполнение последовательности из n операций ВСТАВИТЬ, УДАЛИТЬ, НАЙТИ за O(nlog n) шагов. Рассмотрим одно из возможных представлений в виде 2-3 дерева уже знакомого нам

множества чисел {6,7,9,10,11,12,13,15,18,21,23,30}

Проиллюстрируем вставку и удаление элемента на следующих примерах. Добавляя элемент 5, получим

Вершина (6:7) содержит 4 сына и должна быть расщеплена на две вершины (5:6) и (7:9), каждая из которых имеет отцом вершину (9:11). Далее поднимаясь на один уровень вверх, исследуем вершину (9:11). Поскольку эта вершина содержит 4 сына, она также расщепляется на две вершины. Исследование вершины верхнего уровня (15:30) показывает, что она удовлетворяет условиям определения 2-3 дерева. И хотя на данном шаге процесс корректировки структуры дерева может быть прерван, процесс корректировки меток продолжается до корня дерева. Результат построения показан на рисунке ниже:

Из получившейся структуры удалим вершину 11. Поскольку после удаления вершина(10:11) имеет единственного сына, то второго сына заимствуем от вершины (12:13) с корректировкой соответствующих меток. Далее необходимо откорректировать метки вершин, находящихся на пути от отца вершин (10:11) и (12:13) до корня дерева.

Что касается очередей с приоритетами, то выполнение операции МИНИМУМ требует O(log n) шагов(минимальный элемент является крайним слева в упорядоченном списке листьев).Следовательно,2-3 деревья служат для реализации АТД Очередь с приоритетами с производительностью O(nlog n) , где n общее число запросов.