Операция включения в сд типа бинарное дерево.

Рассмотрим случай постоянно растущего, но никогда не убывающего дерева. Хорошим примером этого является построение частотного словаря. В этой задаче задана последовательность слов и нужно установить число появления каждого слова. Это означает, что, начиная с пустого дерева, каждое слово, встречающееся в тексте, ищется в нем. Если это слово найдено, то счетчик появления данного слова увеличивается; если же слово не найдено, то в дерево включается новое слово со значением счетчика = 1.

Type ElPtr = ^Element

Element = record

Key: integer;

n: integer;

L_Son, R_Son: ElPtr;

end;

Procedure Put (x: integer; var t: ElPtr);

begin

if t=nil then begin

New(t);

with t^ do begin

key:=x; n:=1; L_Son:=nil; R_Son:=nil;

end;

end

else if x> t^.key then Put(x, t^.R_Son)

else if x<t^.key then Put(x, t^.L_Son)

else t^.n:=t^.n+1;

end;

Хотя задача этого алгоритма – поиск с включением, но его можно использовать и для сортировки, т.к. он напоминает сортировку с включением. А так как вместо массива используется дерево, то пропадает необходимость перемещения элементов выше места включения. Для того, чтобы сортировка этого алгоритма была устойчивой, алгоритм должен выполняться одинаково как при t^.key=x, так и при t^.key>x.

Пусть задана последовательность: 30, 1, 15, 17, 18, 50, 2, 60.

После построения дерева осуществляется прохождение дерева в симметричном порядке: 1, 2, 15, 17, 18, 30, 50, 60.

Анализ алгоритма поиска. Если дерево вырождается в последовательность то сложность в таком случае O(N) (в худшем случае). В лучшем же случае, если дерево сбалансировано, то сложность будет O(log ₂ N). Таким образом, имеем:

O(N)  П_ФВС  O(log ₂ N).

Если считать, что вероятность появления любой структуры дерева одинакова, и ключи появляются с одинаковой вероятностью, то .

Алгоритм сортировки является устойчивым, если элементы с одинаковыми ключами появляются в той же последовательности при симметричном обходе дерева, что и в процессе их включения в дерево.

Операция исключения из бинарного дерева.

При удалении узла дерево должно оставаться упорядоченным относительно ключа:

а) удаляется лист;

б) удаляется узел с одним потомком (потомок слева или справа);

в) удаляется узел с двумя потомками, но в левом потомке нет правого поддерева;

г) общий случай.

Р

t

ассмотрим случай б):

i

t

f g^.L_Son=nil then begin

g

K

K

:=t;

t :=t^.R_Son;

d

g

g

ispose(g);

e nd;

i f g^.R_Son=nil then begin

g:=t;

t :=t^.L_Son;

dispose(g);

end;

Случай а) является частным случаем этого алгоритма.

Случай в): r указывает на элемент, не имеющий правого поддерева.

g :=t;

g

t

^.key:=r^.key;

g

К

g

:=r;

r

r

:=r^.L_Son;

d ispose(g);

С

Мы ищем такой элемент, у которого отсутствует правое поддерево (на такой элемент указывает r). Последовательность операторов та же, т.е. удаляемый элемент нужно заменить самым правым элементом его левого поддерева. Такие элементы не могут иметь более одного потомка.

лучай г):

К

t

r

Procedure Get (x: integer; var t: ElPtr);

var g: ElPtr;

begin

if t=nil then {обработка исключительной ситуации, когда элемента с заданным ключом в дереве нет}

else if x>t^.key then Get(x, t^.R_Son)

else if x<t^.key then Get(x, t^.L_Son)

else begin

g:=t;

if g^.L_Son=nil then t:=g^.R_Son

else if g^.R_Son=nil then t:=g^.R_Son

else D(g^.L_Son); {найти r)

dispose(g);

end;

end;