数据结构系列（3）之 伸展树

本文将主要讲述 BBST 家族的另外一种相对奇特的树，伸展树；伸展树的相较于其余的 BBST，结构更加简单，由于伸展树不须要平衡因子、颜色等信息，他的节点就是 BST 的节点，同时他甚至没有时刻维护全树的平衡状态，却仍然能保持各项操做达到分摊 O（logn）；

1、结构概述

伸展树的结构和二叉树彻底相同，只是在实现上多了一步伸展；伸展树蕴含的主要思想就是数据访问的局部性，也就是说

• 刚刚访问过的节点，极有可能很快会再次访问；
• 下一次要访问的节点，极有可能就在刚被访问过的节点附近；

这一现象在咱们生活正十分的常见，好比你的电脑，可能有几百G的资料，可是常常用的可能只有百分之一；因此伸展树的核心方法就是将刚刚操做过的节点移动到根位置，如图所示：

2、单层伸展

根据以上的描述你可能很快会想到，要想把底部的元素伸展至树根位置，只须要依次旋转其父节点便可；这样左的确能够，可是在极端状况下却可能会使时间复杂度上升至 O(n)；如图所示：

图中展现了二叉树的极端状况，即退化为了列表，而后依次访问末端元素，至全部元素都访问一遍后，发现又回到了初始状态，因此这种单层的伸展是万万不可取的；

3、双层伸展

而双层伸展则是根据其父亲节点和祖父节点的相对位置，进行相应的旋转。并分红如下分三类状况：

1. zig-zig/zag-zag

如图所示，当祖孙三代左倾或者右倾时，先旋转祖父节点再旋转父节点；

2. zig-zag/zag-zig

如图所示，当祖孙三代左倾、右倾交替时，先旋转父节点，使其转化为同为左倾或右倾，再旋转祖父节点；

3. zig/zag

当节点的深度为奇数时，则最后一次旋转仅为单层便可；

4、伸展算法

protected void splay(Node<T> node) {
  // move node up until its root
  while (node != root) {
    // Zig step
    Node<T> parent = node.parent;
    if (parent.equals(root)) {
      if (node.equals(parent.left)) {
        rotateRight(parent);
      } else if (node.equals(parent.right)) {
        rotateLeft(parent);
      }
      break;
    } else {
      Node<T> grandParent = parent.parent;
      boolean isLL = node.equals(parent.left) && parent.equals(grandParent.left);
      boolean isRR = node.equals(parent.right) && parent.equals(grandParent.right);
      boolean isRL = node.equals(parent.right) && parent.equals(grandParent.left);
      boolean isLR = node.equals(parent.left) && parent.equals(grandParent.right);
      // Zig zig step to the right
      if (isLL) {
        rotateRight(grandParent);
        rotateRight(parent);
      }
      // Zig zig step to the left
      else if (isRR) {
        rotateLeft(grandParent);
        rotateLeft(parent);
      }
      // Zig zag steps
      else if (isRL) {
        rotateLeft(parent);
        rotateRight(grandParent);
      } else if (isLR) {
        rotateRight(parent);
        rotateLeft(grandParent);
      }
    }
  }
}

注意：这里仍然可使用以前在 AVL 树 中讲过的 3+4重构；

5、查找

1. 查找成功

如图所示，查找成功的时候只须要将目标节点伸展到树根位置；

2. 查找失败

如图所示，查找失败的时候则须要将失败的前一个节点（也就是最接近目标的节点），伸展至树根位置；

3. 实现

@Override
public Node<T> search(T key) {
  if (key == null) return null;
  Node<T> u = super.binSearch(root, key);
  splay(u);
  return (key.compareTo(u.key) == 0) ? u : null;
}

// 查找最接近key的节点
public Node<T> binSearch(Node<T> v, T key) {
  Node<T> u = v;
  while (true) {
    int comp = key.compareTo(u.getKey());
    if (comp < 0)
      if (u.left != null)
        u = u.left;
      else
        return u;   // 失败于左节点
    else if (comp > 0)
      if (u.right != null)
        u = u.right;
      else
        return u;  // 失败于右节点
    else
      return u;    // 查找成功
  }
}

6、插入

如图所示，插入也是同理，只需将最后插入的节点伸展至树根位置便可；

实现

@Override
public Node insert(int element) {
  Node insertNode = super.insert(element);
  splay(insertNode);
  return insertNode;
}

7、删除

1. 单节点删除

如图，通过一次查找后，目标节点已经移动至树根位置，若此时树根节点的左孩子或者右孩子为空，则能够直接删除，而后令其后代代替；

2. 双节点删除

如图，当根节点同时拥有两个孩子的时候：

• 先删除根节点，元树分割为两个树
• 令左子树为根，再查找一次目标节点，此时左子树中最大的位置将伸展到树根位置；同时他的右孩子必然为空；
• 最后将分割出来的右子树接会树中便可；

3. 实现

public Node<T> delete2(T key) {
  Node<T> node = search(key);
  if (key.compareTo(node.key) != 0) {
    return node;
  }

  // 查找成功，此时目标节点必然在树根处
  if (root.left == null) {
    root = root.right;
    if (root != null) {
      root.parent = null;
    }
  } else if (root.right == null) {
    root = root.left;
    if (root != null) {
      root.parent = null;
    }
  } else {
    Node<T> t1 = root.left;
    Node<T> t2 = root.right;

    t1.parent = null;
    t2.parent = null;
    root.left = null;
    root.right = null;
    root = t1;

    // 查找必然失败，可是左子树中最大的节点已经伸展至树根位置，且右子树必然为空；（无相同节点）
    search(key);
    root.right = t2;
    t2.parent = root;
  }
  return node;
}

同时这里也能够简单实现，即便用二叉树的删除，最后在伸展一次：

@Override
public Node<T> delete(T key) {
  Node<T> deleteNode = super.delete(key);
  splay(deleteNode);
  return deleteNode;
}

总结

• 无需记录高度等信息，相对 AVL 树的实现而言，更简单一点，同时伸展树的各项操做均为 分摊 O（logn）；

• 不能杜绝单次最坏状况，因此不能用于效率敏感的场合；