【C++杂货铺】会杂耍的二叉搜索树—

这篇具有很好参考价值的文章主要介绍了【C++杂货铺】会杂耍的二叉搜索树——AVLTree。希望对大家有所帮助。如果存在错误或未考虑完全的地方，请大家不吝赐教，您也可以点击"举报违法"按钮提交疑问。

【C++杂货铺】会杂耍的二叉搜索树——AVLTree,C++杂货铺,c++,开发语言,人工智能,计算机视觉,机器学习

一、前言

在上一篇文章中对 set、multiset、map、multimap 进行了简单的介绍，在其文档介绍中发现，这几个容器都有一个共同点：其底层都是借助二叉搜索树来实现的。但是二叉搜索树有其自身的缺陷，假如往树中插入的元素有序或者接近有序，二叉搜索树就会退化成为单支树，时间复杂度会退化成 $O (N)$ ，因此 set、map 等关联式容器的底层结构是对二叉树进行了平衡处理，即采用平衡树来实现。那么今天就让我们对 set 和 map 的底层结构一探究竟。

二、AVL 树的概念

二叉搜索树虽然可以缩短查找的效率，但是如果数据有序或者接近有序，二叉搜索树将退化为单支树，查找元素相当于在顺序表中搜索元素，效率就会变得低下。因此，两位俄罗斯的数学家 G.M.Adelson-Velskii 和E.M.Landis 在 1962 年发明了一种解决上述问题的方法：当向二叉搜索树中插入新节点后，如果能保证每个节点的左右子树高度之差的绝对值不超过 1（超过 1 需要对树中的结点进行调整），即可降低树的高度，从而减少平均搜索长度。一颗 AVL 树或者是空树，或者是具有以下性质的二叉搜索树：

它的左右子树都是 AVL 树。
左右子树高度之差（简称平衡因子）的绝对值不超过 1（-1、0、1）。

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小Tips：如果一颗二叉搜索树是高度平均的，它就是 AVL 树。如果它有 n 个结点，其高度可保持在 $O(log2^n)$ ，搜索时间复杂度为 $O(log2^n)$ 。平衡二叉搜索树中平衡并不是说要让平衡因子始终保持 0，这是做不到的，以两个结点为例，根节点的平衡因子只可能是 1 或者 -1，不可能是 0。二叉搜索树在实际中基本不太可能实现完全平衡，但是理论上可以，即满二叉树。后面我们学的多叉平衡搜索树在现实中可以做到完全平衡。

三、AVL 树结点的定义

template<class K, class V>
struct AVLTreeNode
{
	AVLTreeNode(const pair<K, V>& kv = pair<K, V>())
		:_kv(kv)
		,_left(nullptr)
		,_right(nullptr)
		,_parent(nullptr)
		,_bf(0)
	{}

	pair<K, V> _kv;//存储key和value
	AVLTreeNode<K, V>* _left = nullptr;//指向左孩子
	AVLTreeNode<K, V>* _right = nullptr;//指向右孩子
	AVLTreeNode<K, V>* _parent = nullptr;//指向父亲结点
	int _bf = 0;//平衡因子
};

四、AVL 树的框架

template<class K, class V>
	class AVLTree
	{
		typedef AVLTreeNode<K, V> Node;
	private:
		Node* _root = nullptr;
	};

五、AVL 树的插入

AVL 树就是在二叉搜索树的基础上引入平衡因子，因此 AVL 树也可以看成是二叉搜索树。那么 AVL 树的插入过程可以分为两步：

按照二叉搜索树的方式插入新节点。
调整结点的平衡因子。

5.1 平衡因子的更新

新结点插入后，AVL 树的平衡性可能会遭到破坏，此时就需要更新平衡因子，并检测是否破坏了 AVL 树的平衡性。假设新插入的结点为 cur，那么 cur 的平衡因子一定是 0，因为它的左后孩子都是 nullptr。但是 cur 的双亲结点 parent 的平衡因子一定需要调整，在插入之前，parent 的平衡因子分为三种情况：-1、0、1。对 parent 平衡因子的调整分为以下两种情况：

如果 cur 插入到 parent 的左侧，只需要给 parent 的平衡因子 $- 1$ 即可。
如果 cur 插入到 parent 的右侧，只需要给 parent 的平衡因子 $+ 1$ 即可。

此时更新后 parent 的平衡因子有以下三种情况： $0$ 、 $\pm 1$ 、 $\pm 2$

如果 parent 的平衡因子为 $0$ ，说明插入前 parent 的平衡因子一定为 $\pm 1$ ，即左右孩子中一定有一个是 nullptr，并且新结点就插入在为空的一侧，插入后平衡因子被调整成 $0$ ，整棵树的高度任然不变，满足 AVL 树的性质，插入成功。
如果 parent 的平衡因子是 $\pm 1$ ，说明插入前 parent 的平衡因子一定是 $0$ ，即插入前 parent 的左右孩子都为 nullptr，并未新结点就插入在 parent 的任意一侧，所以插入后平衡因子被调整成了 $\pm 1$ ，此时以 parent 为跟的树的高度增加了，需要继续沿着祖先结点向上更新，知道某一个祖先节点的平衡因子变成了 $0$ ，此时更新结束，插入成功。
如果 parent 的平衡因子为 $\pm 2$ ，则 parent 的平衡因子违反了平衡树的性质，需要对其进行旋转处理。

情况一：
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情况二：

情况三：

5.2 AVL 树的旋转

如果在一颗原本是平衡的 AVL 树中插入一个新结点，可能造成不平衡，此时必须调整树的结构，使之平衡化。根据结点插入位置的不同，AVL 树的旋转分为四种：

5.2.1 左单旋

新结点插入在较高右子树的右侧----右右：即 parent 的平衡因子是 $2$ ，cur 的平衡因子是 $1$ ，此时就需要左单旋。下面举两个左单旋的例子。

例一：
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例二：

抽象图：

小Tips：无论是这四种旋转中的哪一个，都要保证以下两点：首先在旋转的过程中要保证这棵树是搜索树，其次经过旋转后，这棵树应该变成平衡树，且降低这个子树的高度。这两点就决定了左旋的核心操作就是将 cur 的左子树给 parent 的右子树，再让 parent 成为 cur 的左子树。

void RotateL(Node* parent)
{
	Node* cur = parent->_right;
	Node* curleft = cur->_left;

	parent->_right = curleft;
	cur->_left = parent;

	if (curleft)
	{
		curleft->_parent = parent;
	}
	
	Node* ppnode = parent->_parent;
	parent->_parent = cur;

	if (parent == _root)
	{
		_root = cur;
		cur->_parent = nullptr;
	}
	else
	{
		if (ppnode->_left == parent)
		{
			ppnode->_left = cur;
		}
		else
		{
			ppnode->_right = cur;
		}
		cur->_parent = ppnode;
	}
	parent->_bf = cur->_bf = 0;
}

5.2.2 右单旋

新结点插入在较高左子树的左侧----左左：即 parent 的平衡因子是 $- 2$ ，cur 的平衡因子是 $- 1$ ，此时就需要右单旋。

抽象图：
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//右单旋
void RotateR(Node* parent)
{
	Node* cur = parent->_left;
	Node* curright = cur->_right;//此时的情况是curright比cur大，比parent小

	parent->_left = curright;
	cur->_right = parent;

	if (curright)
	{
		curright->_parent = parent;
	}
	
	Node* ppnode = parent->_parent;
	parent->_parent = cur;

	if (ppnode)
	{
		cur->_parent = ppnode;
		if (ppnode->_left == parent)
		{
			ppnode->_left = cur;
		}
		else
		{
			ppnode->_right = cur;
		}
	}
	else
	{
		_root = cur;
		cur->_parent = nullptr;
	}
	parent->_bf = cur->_bf = 0;
}

5.2.3 先右单旋再左单旋

新结点插入在较高右子树的左侧----右左：即 parent 的平衡因子是 $2$ ，cur 的平衡因子是 $- 1$ 。此时就需要先以 cur 为旋转点进行一个右单旋，再以 parent 为旋转点进行一个左单旋。下面给大家举两个例子。

例一：
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例二：

抽象图：

小Tips：右左双旋的本质是把 60 结点的右边给了 90 结点的左边，把 60 结点的左边给了 30 结点的右边，然后 60 结点变成了这颗子树的跟结点。进行右左双旋后，平衡因子的更新有以下三种情况：

插入后 60 结点的平衡因子是 $0$ ，说明 60 自己就是新增节点，此时 parent 和 cur 的平衡因子都是 $0$ 。
插入后 60 结点的平衡因子是 $- 1$ ，说明是在 60 结点的左侧插入，此时 parent 的平衡因子是 $0$ ，cur 的平衡因子是 $- 1$ 。
插入后 60 结点的平衡因子是 $1$ ，说明是在 60 结点的右侧插入，此时 parent 的平衡因子是 $- 1$ ，cur 的平衡因子是 $0$ 。

//右左双旋
void RotateRL(Node* parent)
{
	Node* cur = parent->_right;
	Node* curleft = cur->_left;
	int bf = curleft->_bf;

	RotateR(parent->_right);
	RotateL(parent);

	if (bf == 0)
	{
		parent->_bf = cur->_bf = curleft->_bf = 0;
	}
	else if (bf == 1)
	{
		cur->_bf = 0;
		parent->_bf = -1;
		curleft->_bf = 0;
	}
	else if (bf == -1)
	{
		cur->_bf = 1;
		parent->_bf = 0;
		curleft->_bf = 0;
	}
}

5.2.4 先左单旋再右单旋

新结点插入在较高左子树的右侧----左右：即 parent 的平衡因子是 $- 2$ ，cur 的平衡因子是 $1$ 。此时就需要先以 cur 为旋转点进行一个左单旋，然后再以 parent 为旋转点进行一个右单旋。下面为大家举两个具体的实例。

例一：
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例二：

抽象图：

5.3 AVL 树插入完整代码

/*AVLTree.h*/
public:
	bool Insert(const pair<K, V>& kv)
	{
		if (_root == nullptr)
		{
			_root = new Node(kv);
			return true;//插入成功
		}
	
		//找插入位置
		Node* cur = _root;
		Node* parent = nullptr;
	
		while (cur)
		{
			if (kv.first < cur->_kv.first)//小于往左走
			{
				parent = cur;
				cur = cur->_left;
			}
			else if (kv.first > cur->_kv.first)//大于往右走
			{
				parent = cur;
				cur = cur->_right;
			}
			else//相等插入不了
			{
				return false;
			}
		}
	
		//找到待插入位置了，进行插入
		cur = new Node(kv);
		if (kv.first < parent->_kv.first)
		{
			parent->_left = cur;
		}
		else
		{
			parent->_right = cur;
		}
	
		cur->_parent = parent;
	
		//控制平衡
		//更新衡因子
		while (parent)//我们这里始终更新的是parent的平衡银子，当parent为nullptr说明根节点_root的平衡因子已经被我们更新过了
		{
			//更新平衡因子
			if (cur == parent->_left)
			{
				--(parent->_bf);
			}
			else if (cur == parent->_right)
			{
				++(parent->_bf);
			}
	
			//判断更新后parent的平衡因子
			if (parent->_bf == 0)//输入成功
			{
				break;
			}
			else if (parent->_bf == -1 || parent->_bf == 1)
			{
				//继续往上更新
				cur = parent;
				parent = parent->_parent;
			}
			else if (parent->_bf == -2 || parent->_bf == 2)
			{
				//需要旋转
				if (cur->_bf == 1 && parent->_bf == 2)//左单旋
				{
					RotateL(parent);
				}
				else if (cur->_bf == -1 && parent->_bf == -2)//右单旋
				{
					RotateR(parent);
				}
				else if (cur->_bf == -1 && parent->_bf == 2)//右左单旋
				{
					RotateRL(parent);
				}
				else if (cur->_bf == 1 && parent->_bf == -2)//左右单旋
				{
					RotateLR(parent);
				}
	
				break;
			}
			else
			{
				assert(false);
			}
		}
	
		return true;
	}
	
	
private:
	//左单旋
	void RotateL(Node* parent)
	{
		Node* cur = parent->_right;
		Node* curleft = cur->_left;
	
		parent->_right = curleft;
		cur->_left = parent;
	
		if (curleft)
		{
			curleft->_parent = parent;
		}
		
		Node* ppnode = parent->_parent;
		parent->_parent = cur;
	
		if (parent == _root)
		{
			_root = cur;
			cur->_parent = nullptr;
		}
		else
		{
			if (ppnode->_left == parent)
			{
				ppnode->_left = cur;
			}
			else
			{
				ppnode->_right = cur;
			}
			cur->_parent = ppnode;
		}
	
		parent->_bf = cur->_bf = 0;
	}
	
	//右单旋
	void RotateR(Node* parent)
	{
		Node* cur = parent->_left;
		Node* curright = cur->_right;//此时的情况是curright比cur大，比parent小
	
		parent->_left = curright;
		cur->_right = parent;
	
		if (curright)
		{
			curright->_parent = parent;
		}
		
		Node* ppnode = parent->_parent;
		parent->_parent = cur;
	
		if (ppnode)
		{
			cur->_parent = ppnode;
			if (ppnode->_left == parent)
			{
				ppnode->_left = cur;
			}
			else
			{
				ppnode->_right = cur;
			}
		}
		else
		{
			_root = cur;
			cur->_parent = nullptr;
		}
		parent->_bf = cur->_bf = 0;
	}
	
	//右左双旋
	void RotateRL(Node* parent)
	{
		Node* cur = parent->_right;
		Node* curleft = cur->_left;
		int bf = curleft->_bf;
	
		RotateR(parent->_right);
		RotateL(parent);
	
		if (bf == 0)
		{
			parent->_bf = cur->_bf = curleft->_bf = 0;
		}
		else if (bf == 1)
		{
			cur->_bf = 0;
			parent->_bf = -1;
			curleft->_bf = 0;
		}
		else if (bf == -1)
		{
			cur->_bf = 1;
			parent->_bf = 0;
			curleft->_bf = 0;
		}
	}
	
	//左右双旋
	void RotateLR(Node* parent)
	{
		Node* cur = parent->_left;
		Node* curright = cur->_right;
		int bf = curright->_bf;
	
		RotateL(cur);
		RotateR(parent);
	
		if (bf == 0)
		{
			parent->_bf = cur->_bf = curright->_bf = 0;
		}
		else if (bf == 1)
		{
			parent->_bf = 0;
			cur->_bf = -1;
			curright->_bf = 0;
		}
		else if (bf == -1)
		{
			parent->_bf = 1;
			cur->_bf = 0;
			curright->_bf = 0;
		}
	}

5.4 AVL 树的验证

AVL 树是在二叉搜索树的基础上加入了平衡的限制，因此要验证 AVL 树，可以分为两步：

验证其为二叉搜索树。如果中序遍历可以得到一个有序的序列，就说明为二叉搜索树。
验证其为平衡树。每个结点左右子树高度差的绝对值不超过 $1$ 。其次检查结点的平衡因子是否计算正确。

public:
	//中序
	void Inorder()
	{
		return _Inorder(_root);
	}
	//检测平衡因子
	bool IsBlance()
	{
		return _IsBalance(_root);
	}
private:
	//中序
	void _Inorder(Node* root)
	{
		if (root == nullptr)
		{
			return;
		}
	
		_Inorder(root->_left);
		cout << root->_kv.first << ' ';
		_Inorder(root->_right);
	
		return;
	}
	
	
	//求树的高度
	int Height(Node* root)
	{
		if (root == nullptr)
		{
			return 0;
		}

		int leftHeight = Height(root->_left);
		int rightHeight = Height(root->_right);

		return leftHeight > rightHeight ? leftHeight + 1 : rightHeight + 1;
	}
	
	//检测平衡因子
	bool _IsBalance(Node* root)
	{
		if (root == nullptr)
		{
			return true;
		}

		int leftHeight = Height(root->_left);
		int rightHeight = Height(root->_right);

		if (rightHeight - leftHeight != root->_bf)
		{
			cout << "平衡因子异常:" << root->_bf << endl;
			return false;
		}

		return abs(leftHeight - rightHeight) < 2
			&& _IsBalance(root->_left)
			&& _IsBalance(root->_right);
	}

/*test.c*/
int main()
{
	int a[] = { 4, 2, 6, 1, 3, 5, 15, 7, 16, 14 };
	wcy::AVLTree<int, int> t;
	for (auto e : a)
	{
		t.Insert(make_pair(e, e));
		t.Inorder();
		cout << endl;
		if (t.IsBlance())
		{
			cout << "成功插入:" << e << endl;
		}
		else
		{
			cout << e << "插入失败" << endl;
		}
	}
	return 0;
}

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六、AVL 树的删除

因为 AVL 树也是二叉搜索树，可以按照二叉搜索树的方式将结点删除，然后再更新平衡因子，只不过与删除插入不同的是，删除结点后的平衡因子更新，最差情况下一直要调整到根结点的位置。具体的实现感兴趣的小伙伴可以参考《算法导论》或者《数据结构-用面向对象方法与C++描述》殷人昆版。

七、AVL 树的性能

AVL 树是一颗绝对平衡的二叉搜索树，其要求每个结点的左右子树高度差的绝对值都不超过 $1$ ，这样在查询时可以保证高效的时间复杂度，即 $O(log2^n)$ 。但是如果要对 AVL 树做一些结构修改的操作，性能非常低下，比如：插入时要维护其绝对平衡，旋转的次数比较多，更差的是在删除时，有可能一直要让旋转持续到根的位置。因此，如果需要一种查询高效且有序的数据结构，而且数据的个数为静态的（即不会改变），可以考虑 AVL 树，但一个结构经常修改，就不太适合。