终于摘掉了不会平衡树的帽子

Posted on 2011-06-18 21:21 Mato_No1 阅读(982) 评论(0)  编辑 收藏 引用 所属分类: 平衡树NOI
今天真是有纪念意义啊……
以前试着捉了N遍的cashier今天竟然AC了,本沙茶终于掌握了平衡树!!!

【Splay Tree及其实现】
<1>结点记录的信息:
一般情况下Splay Tree是用线性存储器(结构数组)来存储的,可以避免在Linux下的指针异常问题。
这样对于某个结点,至少要记录以下的域:值(又叫关键字)、左子结点的下标、右子结点的下标、父结点下标、子树大小(就是以这个结点为根的子树中结点的总数)以及左右标志(为一个bool值,表示该结点是其父结点的左子结点还是右子结点),所要记录的其它域根据题目要求而定。另外还有一个域:重复次数mul,就是整棵树中与这个结点值相同的结点总数(关于这个域的作用将在下一篇里面总结)。
struct node {
    
int v, c[2], p, sz, mul;
    
bool d;
} T[MAXN];
以上v为值、c[0]和c[1]表示左右子结点下标、p表示父结点下标、sz表示子树大小、mul表示重复次数、d表示左右标志。
另外,为了防止越界,将T[0]预留出来作为哨兵结点。在树中,根结点的p值和叶结点的c值均为0。这个T[0]的sz值必须是0,其余的域无意义。
<2>旋转操作和伸展操作:
右旋(ZIG):如果某个非根结点X是其父结点Y的左子结点,则可以通过右旋操作将X旋转到Y的位置,即:先将Y的左子结点设为X的右子结点,再将X的右子结点设为Y;
左旋(ZAG):如果某个非根结点X是其父结点Y的右子结点,则可以通过左旋操作将X旋转到Y的位置,即:先将Y的右子结点设为X的左子结点,再将X的左子结点设为Y;
ZIG和ZAG操作可以合并,称为rot,代码如下:
void rot(int x)
{
    
int y = T[x].p, d = T[x].d;
    
if (y == root) {root = x; T[root].p = 0;} else sc(T[y].p, x, T[y].d);
    sc(y, T[x].c[
!d], d); sc(x, y, !d); upd(y);
}
其中的sc是set child的缩写,sc(_p, _c, _d)表示将T[_p]的_d子结点(0:左;1:右。下同)置为_c,代码如下(_c也可以是0,表示删除T[_p]对应的子结点):
void sc(int _p, int _c, bool _d)
{
    T[_p].c[_d] 
= _c; T[_c].p = _p; T[_c].d = _d;
}
其中的upd是update的缩写,upd(x)表示当x的子结点改变时,更新x的一些可维护域(这里只有sz值,有的题目比如NOI2005 sequence里面有其它的可维护域):
void upd(int x)
{
    T[x].sz 
= T[T[x].c[0]].sz + T[T[x].c[1]].sz + T[x].mul;
}

然后就是Splay Tree的核心操作——伸展操作(Splay):
Splay(x, r)表示将x伸展到r的子结点处,若r=0,则表示伸展到根(因为根的父结点为T[0])。过程如下:
(1)设x的父结点为p。若p的父结点即是r,则rot(x);
(2)若p的父结点不是r且T[x].d=T[p].d,则先rot(p)再rot(x);
(3)若p的父结点不是r且T[x].d!=T[p].d,则两次rot(x);
(4)重复以上过程直到x的父结点为r;
void splay(int x, int r)
{
    
int p; while ((p = T[x].p) != r) if (T[p].p == r) rot(x); else if (T[x].d == T[p].d) {rot(p); rot(x);} else {rot(x); rot(x);} upd(x);
}
这里有一个问题:为什么在旋转操作中只更新y不更新x,而在伸展操作的最后则要更新x?这个在JZP神犇的论文中有解释:因为在旋转过程中,x的子结点一直在改变,故过早地跟新x没有意义。
<3>查找操作:
下面开始进入正式操作了。
首先是查找。find(x)表示在树中找值为x的结点,若找到返回其下标,若找不到返回0。这个应该是很容易实现的。
int find(int x)
{
    
int i = x, v0; while (i) {v0 = T[i].v; if (v0 == x) breakelse i = T[i].c[v0 > x];} return i;
}
<4>插入操作:
ins(_v)表示在树中插入一个值为_v的结点。由于树是否为空的问题以及mul的引入,插入操作有三种可能结果:
(1)树为空(根结点为0):此时将插入一个新的结点,值为_v,初始sz、mul值均为1,并将其作为根结点;
(2)树非空且值为_v的结点在树中不存在:此时将插入一个新的结点,值为_v,初始sz、mul值均为1;
(3)树非空且值为_v的结点在树中已存在:此时会将树中这个值为_v的结点的mul值加1;
void ins(int _v)
{
    
if (!root) {T[++n].v = _v; T[n].c[0= T[n].c[1= T[n].p = 0; T[n].sz = T[n].mul = 1; root = n; return;}
    
int i = root, j;
    
while (1) {
        T[i].sz
++;
        
if (T[i].v == _v) {T[i].mul++; splay(i, 0); return;}
        j 
= T[i].c[_v > T[i].v];
        
if (!j) breakelse i = j;
    }
    T[
++n].v = _v; T[n].c[0= T[n].c[1= 0; T[n].sz = T[n].mul = 1; sc(i, n, _v > T[i].v); splay(n, 0);
}
<5>删除操作:
del(x)表示将下标为x的结点删除。
除了一般的二叉查找树的删除方法外,Splay Tree还有一种删除方式:先找到x的前趋P和x的后继S(具体操作见<6>),并将P伸展到根,S伸展到P的右子结点处,这样S的左子树中只有一个结点,就是x,然后再将S的左子结点置为0即可。需要注意的是几种特殊情况:
(1)x无前趋或无后继:此时将x伸展到根后,x只有一棵子树,直接将根结点设为x的那个子结点即可;
(2)x既无前趋也无后继:此时x就是树中的唯一一个结点,将根结点设为0即可;
(3)T[x].mul>1,直接将T[x].mul值减1(与插入类似);
void del(int x)
{
    
if (T[x].mul > 1) T[x].mul--else {
        splay(x, 
0);
        
int y = succ(), y2 = pred();
        
if (!y) {root = T[x].c[0]; T[root].p = 0;} else if (!y2) {root = T[x].c[1]; T[root].p = 0;} else {
            splay(y2, 
0); splay(y, root);
            T[x].p 
= 0; T[y].c[T[x].d] = 0; upd(y); upd(root);
        }
    }
}
<6>找前趋和后继:
pred(x)和succ(x):分别求出x的前趋和后继(x的前趋表示树中值小于x的最大的结点;x的后继表示树中值大于x的最小的结点),并返回它们的下标,若不存在返回0。
先将x伸展到根,然后x的左子结点的右链上的最后一个结点就是x的前趋,x的右子结点的左链上的最后一个结点就是x的后继。
int pred()
{
    
int i = T[root].c[0], j;
    
if (!i) return 0;
    
while (j = T[i].c[1]) i = j;
    
return i;
}
int succ()
{
    
int i = T[root].c[1], j;
    
if (!i) return 0;
    
while (j = T[i].c[0]) i = j;
    
return i;
}
注意,这里的pred和succ是求根结点的前趋和后继,因此在调用pred或succ前必须保证结点x已经被伸展到了根的位置。
前趋和后继还有另一种定义方式:x的前趋表示树中值
不大于x的最大的结点,x的后继表示树中值不小于x的最小的结点,此时只需在pred和succ函数的开头分别加入if (T[root].mul > 1) return root;即可。
<7>找第K小以及找指定结点是第几小:
找第K小以及找指定结点是第几小的操作是平衡树的特有操作。Splay Tree找第K小的操作与其它平衡树相同。
int Find_Kth(int K)
{
    
int i = root, s0, m0;
    
while (1) {
        s0 
= T[T[i].c[0]].sz; m0 = T[i].mul;
        
if (K <= s0) i = T[i].c[0]; else if (K <= s0 + m0) return T[i].v; else {K -= s0 + m0; i = T[i].c[1];}
    }
}
而Splay Tree找指定结点是第几小的操作则是特有的:将这个结点伸展到根,则其(左子树大小+1)即为结果。
int rank(int x)
{
    splay(x, 
0); return T[T[x].c[0]].sz + 1;
}

【例题】NOI2004 cashier
本题中涉及到一个进阶操作:删除值在某一区间内的所有结点。这一操作会在下一篇里总结。
#include <iostream>
#include 
<stdio.h>
using namespace std;
#define re(i, n) for (int i=0; i<n; i++)
const int MAXN = 100001, INF = ~0U >> 2;
struct node {
    
int v, c[2], p, sz, mul;
    
bool d;
} T[MAXN];
int n = 0, root, res, tot = 0;
void upd(int x)
{
    T[x].sz 
= T[T[x].c[0]].sz + T[T[x].c[1]].sz + T[x].mul;
}
void sc(int _p, int _c, bool _d)
{
    T[_p].c[_d] 
= _c; T[_c].p = _p; T[_c].d = _d;
}
void rot(int x)
{
    
int y = T[x].p, d = T[x].d;
    
if (y == root) {root = x; T[root].p = 0;} else sc(T[y].p, x, T[y].d);
    sc(y, T[x].c[
!d], d); sc(x, y, !d); upd(y); upd(x);
}
void splay(int x, int r)
{
    
int i = x, p, p0;
    
while ((p0 = T[i].p) != r) {
        p 
= T[p0].p;
        
if (p == r) rot(i); else if (T[i].d == T[p0].d) {rot(p0); rot(i);} else {rot(i); rot(i);}
    }
}
void ins(int _v)
{
    
if (!root) {T[++n].v = _v; T[n].c[0= T[n].c[1= T[n].p = 0; T[n].sz = T[n].mul = 1; root = n; return;}
    
int i = root, j;
    
while (1) {
        T[i].sz
++;
        
if (T[i].v == _v) {T[i].mul++; splay(i, 0); return;}
        j 
= T[i].c[_v > T[i].v];
        
if (!j) breakelse i = j;
    }
    T[
++n].v = _v; T[n].c[0= T[n].c[1= 0; T[n].sz = T[n].mul = 1; sc(i, n, _v > T[i].v); splay(n, 0);
}
void del(int lmt)
{
    
if (!root) return;
    
int i = root,  _min = INF, b = 0, v0;
    
while (i) {
        v0 
= T[i].v;
        
if (v0 == lmt) {b = i; break;}
        
if (v0 < lmt) i = T[i].c[1]; else {if (v0 < _min) {_min = v0; b = i;} i = T[i].c[0];}
    }
    
if (!b) {tot += T[root].sz; root = 0;} else {splay(b, 0); tot += T[T[root].c[0]].sz; T[T[root].c[0]].p = 0; T[root].c[0= 0; upd(root);}
}
int Find_Kth(int K)
{
    
int i = root, s0, m0;
    
while (1) {
        s0 
= T[T[i].c[0]].sz; m0 = T[i].mul;
        
if (K <= s0) i = T[i].c[0]; else if (K <= s0 + m0) return T[i].v; else {K -= s0 + m0; i = T[i].c[1];}
    }
}
int main()
{
    freopen(
"cashier.in""r", stdin);
    freopen(
"cashier.out""w", stdout);
    
int m, minv, delt = 0, x;
    
char ch;
    scanf(
"%d%d%*c"&m, &minv);
    re(i, m) {
        scanf(
"%c%d%*c"&ch, &x);
        
switch(ch) {
            
case 'I': {if (x >= minv) ins(x - delt); break;}
            
case 'A': {delt += x; break;}
            
case 'S': {delt -= x; del(minv - delt); break;}
            
case 'F'if (T[root].sz - x + 1 <= 0) printf("%d\n"-1); else printf("%d\n", Find_Kth(T[root].sz - x + 1+ delt);
        }
    }
    printf(
"%d\n", tot);
    fclose(stdin); fclose(stdout);
    
return 0;
}

【相关论文】
(1)The Magical Splay
(2)运用伸展树解决数列维护问题
【感谢】
CLJ 神犇
GYZ 神犇
Jollwish 神犇
以及网上提供cashier标程的
etc.

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