14. Vorlesung (03.12.2013)
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1
Algorithmen und Datenstrukturen
Wintersemester 2013/14
14. Vorlesung
Binäre Suchbäume
Prof. Dr. Alexander Wolff
Lehrstuhl für Informatik I
2
Dynamische Menge
verwaltet Elemente einer
sich ändernden Menge M
Abstrakter Datentyp
ptr Insert(key k , info i )
Delete(ptr x )
ptr Search(key k )
ptr Minimum()
ptr Maximum()
ptr Predecessor(ptr x )
ptr Successor(ptr x )
Funktionalität
Änderungen
W
örterbuch
Anfragen
Implementierung: je nachdem...
3
Implementierung
?)
unter bestimmten Annahmen.
Search
Ins/Del
unsortierte Liste
Θ (n)
Θ (1)
Θ (n )
Θ (n )
unsortiertes Feld
Θ (n)
Θ (1)/Θ (n)
Θ (1)
Θ (n )
?
Θ (n )
Θ (1)
Θ (1)
Hashtabelle
Θ (1)?
Θ (1)?
−
−
Binärer Suchbaum
Θ (h)
Θ (h )
Θ (h )
Θ (h )
sortiertes Feld
w
`
T`
r
Tr
Min/Max Pred/Succ
h = Höhe des Baums
= Anz. Kanten auf längstem Wurzel-Blatt-Pfad
(
0
falls Baum = Blatt
=
1 + max{h(T` ), h(Tr )} sonst.
4-6
Suche im sortierten Feld
2 3 5 6 8 9 11 12 13 14 17 19 21 24 27
Lineare Suche:
hier
13
Suche 21!
im Worst Case
n
Vergleiche
4-24
Suche im sortierten Feld
2 3 5 6 8 9 11 12 13 14 17 19 21 24 27
Lineare Suche:
Binäre Suche:
hier
13
4
Suche 21!
im Worst Case
n
Vergleiche
?
grob: Wie oft muss ich n halbieren, bis ich bei 1 bin?
genau: T (n) ≤ T (bn/2c) + 1 und T (1) = 1
Übung!
≤ T (bn/4c) + 1 + 1 ≤ · · · ≤ T (1) + 1 + · · · + 1
| {z }
= 1 + blog2 nc = dlog2 (n + 1)e
blog2 nc
4-29
Suche im sortierten Feld
2 3 5 6 8 9 11 12 13 14 17 19 21 24 27
Lineare Suche:
Binäre Suche:
hier
13
4
Suche 21!
im Worst Case
n
Vergleiche
dlog2 (n + 1)e
≈ 1 Mio.
220 − 1
20
4-55
Suche im sortierten Feld
2 3 5 6 8 9 11 12 13 14 17 19 21 24 27
Suche 21!
12
Binärer
Suchbaum
6
19
3
2
9
5
8
14
11
13
24
17
21
27
Binärer-Suchbaum-Eigenschaft:
Für jeden Knoten v gilt:
alle Knoten im linken Teilbaum von v haben Schlüssel ≤ v .key
≥
rechten
5
Bin. Suchbaum
root
p
nil
Abs. Datentyp
BinSearchTree()
key
left right
root = nil Node(key k , Node par) Node
Node root
Node Search(key k )
Node Predecessor(Nd. x)
Node Successor(Node x)
nil
Implementierung
key = k
p = par
right = left = nil
Node Insert(key k )
Delete(Node x )
Node Minimum()
Node Maximum()
p
o
T
key key
Node left
Node right
Node p
!
o
d
6
root
Inorder-Traversierung
nil
key
p
left
right
p
nil
(Binäre) Bäume haben eine zur Rekursion einladende Struktur...
Beispiel: Gib Schlüssel eines binären Suchbaums sortiert aus!
Lösung:
1. Durchlaufe rekursiv linken Teilbaum der Wurzel.
2. Gib den Schlüssel der Wurzel aus.
3. Durchlaufe rekursiv rechten Teilbaum der Wurzel.
Code:
InorderTreeWalk(Node x = root)
if x 6= nil then
InorderTreeWalk(x .left)
gib x .key aus
InorderTreeWalk(x .right)
7
Korrektheit
zu zeigen: Schlüssel werden in sortierter Rf. ausgegeben.
Induktion über die Baumhöhe h.
h = −1:
h ≥ 0:
X
Baum leer, d.h. root = nil
Ind.-Hyp. sei wahr für Bäume der Höhe < h.
Seien Tlinks und Trechts li. & re. Teilbaum der Wurzel.
[rekursive Def. der Höhe!]
Tlinks und Trechts haben Höhe < h.
Also werden ihre Schlüssel sortiert ausgegeben.
Binärer-Suchbaum-Eigenschaft ⇒
Ausgabe (sortierte Schlüssel von Tlinks , dann x.key,
dann sortierte Schlüssel von Trechts ) ist sortiert.
Code:
InorderTreeWalk(Node x = root)
if x 6= nil then
InorderTreeWalk(x .left)
gib x .key aus
InorderTreeWalk(x .right)
X
8-5
Laufzeit
Anz. der Knoten im linken / rechten Teilbaum der Wurzel
(
1
T (n ) =
T (k ) + T (n − k − 1) + 1
falls n = 1,
sonst.
Zeige (mit Substitutionsmethode) T (n) ≤ c · n − 1
Code:
InorderTreeWalk(Node x = root)
if x 6= nil then
InorderTreeWalk(x .left)
gib x .key aus
InorderTreeWalk(x .right)
8-9
Laufzeit
(
1
T (n ) =
T (k ) + T (n − k − 1) + 1
falls n = 1,
sonst.
Zeige (mit Substitutionsmethode) T (n) ≤ c · n − 1
oder:
Für jeden Knoten und jede Kante des Baums führt
InorderTreeWalk eine konstante Anz. von Schritten aus.
Für Bäume gilt: #Kanten = #Knoten − 1 = n − 1
Übung: zeig’s
mit Induktion!
Code:
InorderTreeWalk(Node x = root)
if x 6= nil then
InorderTreeWalk(x .left)
gib x .key aus
InorderTreeWalk(x .right)
8-12
Laufzeit
(
1
T (n ) =
T (k ) + T (n − k − 1) + 1
falls n = 1,
sonst.
Zeige (mit Substitutionsmethode) T (n) ≤ c · n − 1
oder:
Für jeden Knoten und jede Kante des Baums führt
InorderTreeWalk eine konstante Anz. von Schritten aus.
Für Bäume gilt: #Kanten = #Knoten − 1 = n − 1
⇒ T (n) = c1 · (n − 1) + c2 · n ∈ O (n).
Code:
InorderTreeWalk(Node x = root)
if x 6= nil then
InorderTreeWalk(x .left)
gib x .key aus
InorderTreeWalk(x .right)
9
Suche
Aufgabe: Schreiben Sie Pseudocode für die rekursive Methode
Node Search(key k , Node x = root)
rekursiv
iterativ
if x == nil or x .key == k then
return x
if k < x .key then
return Search(k , x .left)
else return Search(k , x .right)
h
Laufzeit: O (h)
while x 6= nil and x .key 6= k do Laufzeit: O (h)
if k < x .key then
Trotzdem schneller,
x = x .left
da keine Verwaltung
der rekursiven
else x = x .right
Methodenaufrufe.
return x
10
Minimum & Maximum
Frage:
Was folgt aus der Binäre-Suchbaum-Eigenschaft für
die Position von Min und Max im Baum?
12
6
3
19
9
14
Antwort: Min steht ganz links, Max ganz rechts!
Aufgabe: Schreiben Sie für binäre Suchbäume die Methode
Node Minimum(Node x = root) — iterativ!
if x == nil then return nil
while x .left 6= nil do
x = x .left
return x
11-1
Nachfolger (und Vorgänger)
Vereinfachende Annahme: alle Schlüssel sind verschieden.
Erinnerung: Nachfolger(x ) = Knoten mit kleinstem Schlüssel
unter allen y mit y .key > x .key.
= arg miny {y .key | y .key > x .key}.
12
Nachfolger(19) := nil
6
19
9
8
14
13
Nachfolger(12) = ?
Nachfolger(9) = ?
17
13 == Minimum( 12.right“)
”
9 hat kein rechtes Kind; 9 == Maximum( 12.left“)
”
11-1
Nachfolger (und Vorgänger)
Vereinfachende Annahme: alle Schlüssel sind verschieden.
Erinnerung: Nachfolger(x ) = Knoten mit kleinstem Schlüssel
unter allen y mit y .key > x .key.
= arg miny {y .key | y .key > x .key}.
y
12
x
Node Successor(Node x )
6
19
9
8
14
13
17
Tipp: Probieren Sie auch
z.B. Successor(“19”)!
if x .right 6= nil then
return Minimum(x .right)
y = x .p
while y 6= nil and x == y .right do
x =y
y = y .p
return y
12-7
Einfügen
Node Insert(key k )
12
y
y = nil
x = root
6 x
19
while x 6= nil do
y =x
3
9
14
if k < x .key then
x = x .left
5
8
13 17
else x = x .right
Insert(11)
z = new Node(k , y )
if y == nil then root = z
else
if k < y .key then y .left = z
else
y .right = z
return z
12-1
Einfügen
Node Insert(key k )
12
y = nil
x = root
6
19
y
while x 6= nil do
y =x
3
9
14
p
if k < x .key then
x = x .left
5
8
11 13 17
else x = x .right
Insert(11)
z = new Node(k , y )
if y == nil then root = z
x == nil
else
if k < y .key then y .left = z
else
y .right = z
return z
13-4
Löschen
Sei z der zu löschende Knoten. Wir betrachten drei Fälle:
12
1. z hat keine Kinder.
6
Falls z linkes Kind von z .p ist,
setze z .p .left = nil ; sonst umgekehrt. Lösche z .
19
14
2. z hat ein Kind x .
3. z hat zwei Kinder.
nil
z 13
17
13-7
Löschen
Sei z der zu löschende Knoten. Wir betrachten drei Fälle:
1. z hat keine Kinder.
12
z 19
6
Falls z linkes Kind von z .p ist,
setze z .p .left = nil ; sonst umgekehrt. Lösche z .
14
2. z hat ein Kind x .
Setze den Zeiger von z .p , der auf z zeigt, auf x .
Setze x .p = z .p . Lösche z .
3. z hat zwei Kinder.
13
17
13-1
Löschen
Sei z der zu löschende Knoten. Wir betrachten drei Fälle:
z
13 12
1. z hat keine Kinder.
6
Falls z linkes Kind von z .p ist,
setze z .p .left = nil ; sonst umgekehrt. Lösche z .
19
14
nil
y 13
Setze den Zeiger von z .p , der auf z zeigt, auf x .
Setze x .p = z .p . Lösche z .
2. z hat ein Kind x .
17
3. z hat zwei Kinder.
Setze y = Successor(z ) und z .key = y .key. Lösche y . (Fall 1 oder 2!)
14
Zusammenfassung
Satz.
Binäre Suchbäume implementieren alle
dynamische-Menge-Operationen in O (h) Zeit,
wobei h die momentane Höhe des Baums ist.
Aber:
Im schlechtesten Fall gilt h ∈ Θ (n).
Ziel:
Suchbäume balancieren ⇒ h ∈ O (log n)
