七大查找算法（Python）
查找算法 -- 简介
查找（Searching）就是根据给定的某个值，在查找表中肯定一个其关键字等于给定值的数据元素。
查找表（Search Table）：由同一类型的数据元素构成的集合
关键字（Key）：数据元素中某个数据项的值，又称为键值
主键（Primary Key）：可惟一的标识某个数据元素或记录的关键字
查找表按照操做方式可分为：
1.静态查找表（Static Search Table）：只作查找操做的查找表。它的主要操做是：
①查询某个“特定的”数据元素是否在表中
②检索某个“特定的”数据元素和各类属性
2.动态查找表（Dynamic Search Table）：在查找中同时进行插入或删除等操做：
①查找时插入数据
②查找时删除数据
顺序查找
算法简介
顺序查找又称为线性查找，是一种最简单的查找方法。适用于线性表的顺序存储结构和链式存储结构。该算法的时间复杂度为O(n)。node
基本思路
从第一个元素m开始逐个与须要查找的元素x进行比较，当比较到元素值相同(即m=x)时返回元素m的下标，若是比较到最后都没有找到，则返回-1。python
优缺点
缺点：是当n 很大时，平均查找长度较大，效率低；
优势：是对表中数据元素的存储没有要求。另外，对于线性链表，只能进行顺序查找。算法
算法实现
# 最基础的遍历无序列表的查找算法
# 时间复杂度O(n)
def sequential_search(lis, key):
length = len(lis)
for i in range(length):
if lis[i] == key:
return i
else:
return False
if __name__ == '__main__':
LIST = [1, 5, 8, 123, 22, 54, 7, 99, 300, 222]
result = sequential_search(LIST, 123)
print(result)
二分查找
算法简介数据库
二分查找（Binary Search），是一种在有序数组中查找某一特定元素的查找算法。查找过程从数组的中间元素开始，若是中间元素正好是要查找的元素，则查找过程结束；若是某一特定元素大于或者小于中间元素，则在数组大于或小于中间元素的那一半中查找，并且跟开始同样从中间元素开始比较。若是在某一步骤数组为空，则表明找不到。
这种查找算法每一次比较都使查找范围缩小一半。
算法描述
给予一个包含 n个带值元素的数组A
编程
一、 令 L为0 ， R为 n-1 ；
二、 若是L>R，则搜索以失败了结 ；
三、 令 m (中间值元素)为 ⌊(L+R)/2⌋；
四、 若是 Am<T，令 L为 m + 1 并回到步骤二 ；
五、 若是 Am>T，令 R为 m - 1 并回到步骤二；
复杂度分析
时间复杂度：折半搜索每次把搜索区域减小一半，时间复杂度为 O(logn)
空间复杂度：O(1)数组
算法实现
# 针对有序查找表的二分查找算法
def binary_search(lis, key):
low = 0
high = len(lis) - 1
time = 0
while low < high:
time += 1
mid = int((low + high) / 2)
if key < lis[mid]:
high = mid - 1
elif key > lis[mid]:
low = mid + 1
else:
# 打印折半的次数
print("times: %s" % time)
return mid
print("times: %s" % time)
return False
if __name__ == '__main__':
LIST = [1, 5, 7, 8, 22, 54, 99, 123, 200, 222, 444]
result = binary_search(LIST, 99)
print(result)
插值查找
算法简介
数据结构
插值查找是根据要查找的关键字key与查找表中最大最小记录的关键字比较后的 查找方法，其核心就在于插值的计算公式 (key-a[low])/(a[high]-a[low])*(high-low)。
时间复杂度o(logn)但对于表长较大而关键字分布比较均匀的查找表来讲，效率较高。
算法思想
基于二分查找算法，将查找点的选择改进为自适应选择，能够提升查找效率。固然，差值查找也属于有序查找。
注：对于表长较大，而关键字分布又比较均匀的查找表来讲，插值查找算法的平均性能比折半查找要好的多。反之，数组中若是分布很是不均匀，那么插值查找未必是很合适的选择。
复杂度分析
时间复杂性：若是元素均匀分布，则O（log log n）），在最坏的状况下可能须要 O（n）。
空间复杂度：O（1）。app
算法实现
# 插值查找算法
def binary_search(lis, key):
low = 0
high = len(lis) - 1
time = 0
while low < high:
time += 1
# 计算mid值是插值算法的核心代码
mid = low + int((high - low) * (key - lis[low])/(lis[high] - lis[low]))
print("mid=%s, low=%s, high=%s" % (mid, low, high))
if key < lis[mid]:
high = mid - 1
elif key > lis[mid]:
low = mid + 1
else:
# 打印查找的次数
print("times: %s" % time)
return mid
print("times: %s" % time)
return False
if __name__ == '__main__':
LIST = [1, 5, 7, 8, 22, 54, 99, 123, 200, 222, 444]
result = binary_search(LIST, 444)
print(result)
斐波那契查找
算法简介
dom
斐波那契数列，又称黄金分割数列，指的是这样一个数列：一、一、二、三、五、八、1三、2一、····，在数学上，斐波那契被递归方法以下定义：F(1)=1，F(2)=1，F(n)=f(n-1)+F(n-2) （n>=2）。该数列越日后相邻的两个数的比值越趋向于黄金比例值（0.618）。
算法描述
斐波那契查找就是在二分查找的基础上根据斐波那契数列进行分割的。在斐波那契数列找一个等于略大于查找表中元素个数的数F[n]，将原查找表扩展为长度为F[n](若是要补充元素，则补充重复最后一个元素，直到知足F[n]个元素)，完成后进行斐波那契分割，即F[n]个元素分割为前半部分F[n-1]个元素，后半部分F[n-2]个元素，找出要查找的元素在那一部分并递归，直到找到。
复杂度分析
最坏状况下，时间复杂度为O(log2n)，且其指望复杂度也为O(log2n)。
算法实现
# 斐波那契查找算法
# 时间复杂度O(log(n))
def fibonacci_search(lis, key):
# 须要一个现成的斐波那契列表。其最大元素的值必须超过查找表中元素个数的数值。
F = [1, 1, 2, 3, 5, 8, 13, 21, 34, 55, 89, 144,
233, 377, 610, 987, 1597, 2584, 4181, 6765,
10946, 17711, 28657, 46368]
low = 0
high = len(lis) - 1
# 为了使得查找表知足斐波那契特性，在表的最后添加几个一样的值
# 这个值是原查找表的最后那个元素的值
# 添加的个数由F[k]-1-high决定
k = 0
while high > F[k]-1:
k += 1
print(k)
i = high
while F[k]-1 > i:
lis.append(lis[high])
i += 1
print(lis)
# 算法主逻辑。time用于展现循环的次数。
time = 0
while low <= high:
time += 1
# 为了防止F列表下标溢出，设置if和else
if k < 2:
mid = low
else:
mid = low + F[k-1]-1
print("low=%s, mid=%s, high=%s" % (low, mid, high))
if key < lis[mid]:
high = mid - 1
k -= 1
elif key > lis[mid]:
low = mid + 1
k -= 2
else:
if mid <= high:
# 打印查找的次数
print("times: %s" % time)
return mid
else:
print("times: %s" % time)
return high
print("times: %s" % time)
return False
if __name__ == '__main__':
LIST = [1, 5, 7, 8, 22, 54, 99, 123, 200, 222, 444]
result = fibonacci_search(LIST, 444)
print(result)
树表查找
一、二叉树查找算法。
算法简介
编程语言
二叉查找树是先对待查找的数据进行生成树，确保树的左分支的值小于右分支的值，而后在就行和每一个节点的父节点比较大小，查找最适合的范围。 这个算法的查找效率很高，可是若是使用这种查找方法要首先建立树。
算法思想
二叉查找树（BinarySearch Tree）或者是一棵空树，或者是具备下列性质的二叉树：
1）若任意节点的左子树不空，则左子树上全部结点的值均小于它的根结点的值；
2）若任意节点的右子树不空，则右子树上全部结点的值均大于它的根结点的值；
3）任意节点的左、右子树也分别为二叉查找树。
二叉查找树性质：对二叉查找树进行中序遍历，便可获得有序的数列。
复杂度分析
它和二分查找同样，插入和查找的时间复杂度均为O(logn)，可是在最坏的状况下仍然会有O(n)的时间复杂度。缘由在于插入和删除元素的时候，树没有保持平衡。
算法实现
# 二叉树查找 Python实现
class BSTNode:
"""
定义一个二叉树节点类。
以讨论算法为主，忽略了一些诸如对数据类型进行判断的问题。
"""
def __init__(self, data, left=None, right=None):
"""
初始化
:param data: 节点储存的数据
:param left: 节点左子树
:param right: 节点右子树
"""
self.data = data
self.left = left
self.right = right
class BinarySortTree:
"""
基于BSTNode类的二叉查找树。维护一个根节点的指针。
"""
def __init__(self):
self._root = None
def is_empty(self):
return self._root is None
def search(self, key):
"""
关键码检索
:param key: 关键码
:return: 查询节点或None
"""
bt = self._root
while bt:
entry = bt.data
if key < entry:
bt = bt.left
elif key > entry:
bt = bt.right
else:
return entry
return None
def insert(self, key):
"""
插入操做
:param key:关键码
:return: 布尔值
"""
bt = self._root
if not bt:
self._root = BSTNode(key)
return
while True:
entry = bt.data
if key < entry:
if bt.left is None:
bt.left = BSTNode(key)
return
bt = bt.left
elif key > entry:
if bt.right is None:
bt.right = BSTNode(key)
return
bt = bt.right
else:
bt.data = key
return
def delete(self, key):
"""
二叉查找树最复杂的方法
:param key: 关键码
:return: 布尔值
"""
p, q = None, self._root # 维持p为q的父节点，用于后面的连接操做
if not q:
print("空树！")
return
while q and q.data != key:
p = q
if key < q.data:
q = q.left
else:
q = q.right
if not q: # 当树中没有关键码key时，结束退出。
return
# 上面已将找到了要删除的节点，用q引用。而p则是q的父节点或者None（q为根节点时）。
if not q.left:
if p is None:
self._root = q.right
elif q is p.left:
p.left = q.right
else:
p.right = q.right
return
# 查找节点q的左子树的最右节点，将q的右子树连接为该节点的右子树
# 该方法可能会增大树的深度，效率并不算高。能够设计其它的方法。
r = q.left
while r.right:
r = r.right
r.right = q.right
if p is None:
self._root = q.left
elif p.left is q:
p.left = q.left
else:
p.right = q.left
def __iter__(self):
"""
实现二叉树的中序遍历算法,
展现咱们建立的二叉查找树.
直接使用python内置的列表做为一个栈。
:return: data
"""
stack = []
node = self._root
while node or stack:
while node:
stack.append(node)
node = node.left
node = stack.pop()
yield node.data
node = node.right
if __name__ == '__main__':
lis = [62, 58, 88, 48, 73, 99, 35, 51, 93, 29, 37, 49, 56, 36, 50]
bs_tree = BinarySortTree()
for i in range(len(lis)):
bs_tree.insert(lis[i])
# bs_tree.insert(100)
bs_tree.delete(58)
for i in bs_tree:
print(i, end=" ")
# print("\n", bs_tree.search(4))
二、平衡查找树之2-3查找树（2-3 Tree）
2-3查找树定义
和二叉树不同，2-3树运行每一个节点保存1个或者两个的值。对于普通的2节点(2-node)，他保存1个key和左右两个本身点。对应3节点(3-node)，保存两个Key，2-3查找树的定义以下：
1）要么为空，要么：
2）对于2节点，该节点保存一个key及对应value，以及两个指向左右节点的节点，左节点也是一个2-3节点，全部的值都比key要小，右节点也是一个2-3节点，全部的值比key要大。
3）对于3节点，该节点保存两个key及对应value，以及三个指向左中右的节点。左节点也是一个2-3节点，全部的值均比两个key中的最小的key还要小；中间节点也是一个2-3节点，中间节点的key值在两个跟节点key值之间；右节点也是一个2-3节点，节点的全部key值比两个key中的最大的key还要大。
2-3查找树的性质
1）若是中序遍历2-3查找树，就能够获得排好序的序列；
2）在一个彻底平衡的2-3查找树中，根节点到每个为空节点的距离都相同。（这也是平衡树中“平衡”一词的概念，根节点到叶节点的最长距离对应于查找算法的最坏状况，而平衡树中根节点到叶节点的距离都同样，最坏状况也具备对数复杂度。）
2-3树的查找效率与树的高度是息息相关的。
距离来讲，对于1百万个节点的2-3树，树的高度为12-20之间，对于10亿个节点的2-3树，树的高度为18-30之间。
对于插入来讲，只须要常数次操做便可完成，由于他只须要修改与该节点关联的节点便可，不须要检查其余节点，因此效率和查找相似。
算法实现
class Node(object):
def __init__(self,key):
self.key1=key
self.key2=None
self.left=None
self.middle=None
self.right=None
def isLeaf(self):
return self.left is None and self.middle is None and self.right is None
def isFull(self):
return self.key2 is not None
def hasKey(self,key):
if (self.key1==key) or (self.key2 is not None and self.key2==key):
return True
else:
return False
def getChild(self,key):
if key<self.key1:
return self.left
elif self.key2 is None:
return self.middle
elif key<self.key2:
return self.middle
else:
return self.right
class 2_3_Tree(object):
def __init__(self):
self.root=None
def get(self,key):
if self.root is None:
return None
else:
return self._get(self.root,key)
def _get(self,node,key):
if node is None:
return None
elif node.hasKey(key):
return node
else:
child=node.getChild(key)
return self._get(child,key)
def put(self,key):
if self.root is None:
self.root=Node(key)
else:
pKey,pRef=self._put(self.root,key)
if pKey is not None:
newnode=Node(pKey)
newnode.left=self.root
newnode.middle=pRef
self.root=newnode
def _put(self,node,key):
if node.hasKey(key):
return None,None
elif node.isLeaf():
return self._addtoNode(node,key,None)
else:
child=node.getChild(key)
pKey,pRef=self._put(child,key)
if pKey is None:
return None,None
else:
return self._addtoNode(node,pKey,pRef)
def _addtoNode(self,node,key,pRef):
if node.isFull():
return self._splitNode(node,key,pRef)
else:
if key<node.key1:
node.key2=node.key1
node.key1=key
if pRef is not None:
node.right=node.middle
node.middle=pRef
else:
node.key2=key
if pRef is not None:
node.right=Pref
return None,None
def _splitNode(self,node,key,pRef):
newnode=Node(None)
if key<node.key1:
pKey=node.key1
node.key1=key
newnode.key1=node.key2
if pRef is not None:
newnode.left=node.middle
newnode.middle=node.right
node.middle=pRef
elif key<node.key2:
pKey=key
newnode.key1=node.key2
if pRef is not None:
newnode.left=Pref
newnode.middle=node.right
else:
pKey=node.key2
newnode.key1=key
if pRef is not None:
newnode.left=node.right
newnode.middle=pRef
node.key2=None
return pKey,newnode
三、平衡查找树之红黑树（Red-Black Tree）
红黑树的定义
红黑树是一种具备红色和黑色连接的平衡查找树，同时知足：
① 红色节点向左倾斜 ；
②一个节点不可能有两个红色连接；
③整个树彻底黑色平衡，即从根节点到因此叶子结点的路径上，黑色连接的个数都相同。
红黑树的性质
整个树彻底黑色平衡，即从根节点到因此叶子结点的路径上，黑色连接的个数都相同（2-3树的第2）性质，从根节点到叶子节点的距离都相等）。
复杂度分析
最坏的状况就是，红黑树中除了最左侧路径所有是由3-node节点组成，即红黑相间的路径长度是全黑路径长度的2倍。
下图是一个典型的红黑树，从中能够看到最长的路径(红黑相间的路径)是最短路径的2倍：
算法实现
#红黑树
from random import randint
RED = 'red'
BLACK = 'black'
class RBT:
def __init__(self):
# self.items = []
self.root = None
self.zlist = []
def LEFT_ROTATE(self, x):
# x是一个RBTnode
y = x.right
if y is None:
# 右节点为空，不旋转
return
else:
beta = y.left
x.right = beta
if beta is not None:
beta.parent = x
p = x.parent
y.parent = p
if p is None:
# x原来是root
self.root = y
elif x == p.left:
p.left = y
else:
p.right = y
y.left = x
x.parent = y
def RIGHT_ROTATE(self, y):
# y是一个节点
x = y.left
if x is None:
# 右节点为空，不旋转
return
else:
beta = x.right
y.left = beta
if beta is not None:
beta.parent = y
p = y.parent
x.parent = p
if p is None:
# y原来是root
self.root = x
elif y == p.left:
p.left = x
else:
p.right = x
x.right = y
y.parent = x
def INSERT(self, val):
z = RBTnode(val)
y = None
x = self.root
while x is not None:
y = x
if z.val < x.val:
x = x.left
else:
x = x.right
z.PAINT(RED)
z.parent = y
if y is None:
# 插入z以前为空的RBT
self.root = z
self.INSERT_FIXUP(z)
return
if z.val < y.val:
y.left = z
else:
y.right = z
if y.color == RED:
# z的父节点y为红色，须要fixup。
# 若是z的父节点y为黑色，则不用调整
self.INSERT_FIXUP(z)
else:
return
def INSERT_FIXUP(self, z):
# case 1:z为root节点
if z.parent is None:
z.PAINT(BLACK)
self.root = z
return
# case 2:z的父节点为黑色
if z.parent.color == BLACK:
# 包括了z处于第二层的状况
# 这里感受没必要要啊。。彷佛z.parent为黑色则不会进入fixup阶段
return
# 下面的几种状况，都是z.parent.color == RED:
# 节点y为z的uncle
p = z.parent
g = p.parent # g为x的grandpa
if g is None:
return
# return 这里不能return的。。。
if g.right == p:
y = g.left
else:
y = g.right
# case 3-0:z没有叔叔。即：y为NIL节点
# 注意，此时z的父节点必定是RED
if y == None:
if z == p.right and p == p.parent.left:
# 3-0-0:z为右儿子,且p为左儿子，则把p左旋
# 转化为3-0-1或3-0-2的状况
self.LEFT_ROTATE(p)
p, z = z, p
g = p.parent
elif z == p.left and p == p.parent.right:
self.RIGHT_ROTATE(p)
p, z = z, p
g.PAINT(RED)
p.PAINT(BLACK)
if p == g.left:
# 3-0-1:p为g的左儿子
self.RIGHT_ROTATE(g)
else:
# 3-0-2:p为g的右儿子
self.LEFT_ROTATE(g)
return
# case 3-1:z有黑叔
elif y.color == BLACK:
if p.right == z and p.parent.left == p:
# 3-1-0:z为右儿子,且p为左儿子,则左旋p
# 转化为3-1-1或3-1-2
self.LEFT_ROTATE(p)
p, z = z, p
elif p.left == z and p.parent.right == p:
self.RIGHT_ROTATE(p)
p, z = z, p
p = z.parent
g = p.parent
p.PAINT(BLACK)
g.PAINT(RED)
if p == g.left:
# 3-1-1:p为g的左儿子，则右旋g
self.RIGHT_ROTATE(g)
else:
# 3-1-2:p为g的右儿子，则左旋g
self.LEFT_ROTATE(g)
return
# case 3-2:z有红叔
# 则涂黑父和叔，涂红爷，g做为新的z，递归调用
else:
y.PAINT(BLACK)
p.PAINT(BLACK)
g.PAINT(RED)
new_z = g
self.INSERT_FIXUP(new_z)
def DELETE(self, val):
curNode = self.root
while curNode is not None:
if val < curNode.val:
curNode = curNode.left
elif val > curNode.val:
curNode = curNode.right
else:
# 找到了值为val的元素,正式开始删除
if curNode.left is None and curNode.right is None:
# case1:curNode为叶子节点：直接删除便可
if curNode == self.root:
self.root = None
else:
p = curNode.parent
if curNode == p.left:
p.left = None
else:
p.right = None
elif curNode.left is not None and curNode.right is not None:
sucNode = self.SUCCESOR(curNode)
curNode.val, sucNode.val = sucNode.val, curNode.val
self.DELETE(sucNode.val)
else:
p = curNode.parent
if curNode.left is None:
x = curNode.right
else:
x = curNode.left
if curNode == p.left:
p.left = x
else:
p.right = x
x.parent = p
if curNode.color == BLACK:
self.DELETE_FIXUP(x)
curNode = None
return False
def DELETE_FIXUP(self, x):
p = x.parent
# w:x的兄弟结点
if x == p.left:
w = x.right
else:
w = x.left
# case1:x的兄弟w是红色的
if w.color == RED:
p.PAINT(RED)
w.PAINT(BLACK)
if w == p.right:
self.LEFT_ROTATE(p)
else:
self.RIGHT_ROTATE(p)
if w.color == BLACK:
# case2:x的兄弟w是黑色的，并且w的两个孩子都是黑色的
if w.left.color == BLACK and w.right.color == BLACK:
w.PAINT(RED)
if p.color == BLACK:
return
else:
p.color = BLACK
self.DELETE_FIXUP(p)
# case3:x的兄弟w是黑色的，并且w的左儿子是红色的，右儿子是黑色的
if w.left.color == RED and w.color == BLACK:
w.left.PAINT(BLACK)
w.PAINT(RED)
self.RIGHT_ROTATE(w)
# case4:x的兄弟w是黑色的，并且w的右儿子是红
if w.right.color == RED:
p.PAINT(BLACK)
w.PAINT(RED)
if w == p.right:
self.LEFT_ROTATE(p)
else:
self.RIGHT_ROTATE(p)
def SHOW(self):
self.DISPLAY1(self.root)
return self.zlist
def DISPLAY1(self, node):
if node is None:
return
self.DISPLAY1(node.left)
self.zlist.append(node.val)
self.DISPLAY1(node.right)
def DISPLAY2(self, node):
if node is None:
return
self.DISPLAY2(node.left)
print(node.val)
self.DISPLAY2(node.right)
def DISPLAY3(self, node):
if node is None:
return
self.DISPLAY3(node.left)
self.DISPLAY3(node.right)
print(node.val)
class RBTnode:
'''红黑树的节点类型'''
def __init__(self, val):
self.val = val
self.left = None
self.right = None
self.parent = None
def PAINT(self, color):
self.color = color
def zuoxuan(b, c):
a = b.parent
a.left = c
c.parent = a
b.parent = c
c.left = b
if __name__ == '__main__':
rbt=RBT()
b = []
for i in range(100):
m = randint(0, 500)
rbt.INSERT(m)
b.append(m)
a = rbt.SHOW()
b.sort()
equal = True
for i in range(100):
if a[i] != b[i]:
equal = False
break
if not equal:
print('wrong')
else:
print('OK!')
四、B树和B+树（B Tree/B+ Tree）
B树简介
B 树能够看做是对2-3查找树的一种扩展，即他容许每一个节点有M-1个子节点。
①根节点至少有两个子节点；
②每一个节点有M-1个key，而且以升序排列；
③位于M-1和M key的子节点的值位于M-1 和M key对应的Value之间；
④非叶子结点的关键字个数=指向儿子的指针个数-1；
⑤非叶子结点的关键字：K[1], K[2], …, K[M-1]；且K[i] ；
⑥其它节点至少有M/2个子节点；
⑦全部叶子结点位于同一层；
如：（M=3）
B树算法思想
B-树的搜索，从根结点开始，对结点内的关键字（有序）序列进行二分查找，若是命中则结束，不然进入查询关键字所属范围的儿子结点；重复，直到所对应的儿子指针为空，或已是叶子结点；
B树的特性
1.关键字集合分布在整颗树中；
2.任何一个关键字出现且只出如今一个结点中；
3.搜索有可能在非叶子结点结束；
4.其搜索性能等价于在关键字全集内作一次二分查找；
5.自动层次控制；
因为限制了除根结点之外的非叶子结点，至少含有M/2个儿子，确保告终点的至少利用率，其最底搜索性能为O(LogN)
B+ 树简介
B+树是B-树的变体，也是一种多路搜索树：
1.其定义基本与B-树同，除了：
2.非叶子结点的子树指针与关键字个数相同；
3.非叶子结点的子树指针P[i]，指向关键字值属于[K[i], K[i+1])的子树
4.B-树是开区间；
5.为全部叶子结点增长一个链指针；
6.全部关键字都在叶子结点出现；
如：（M=3）
B+树算法思想
B+的搜索与B-树也基本相同，区别是B+树只有达到叶子结点才命中（B-树能够在非叶子结点命中），其性能也等价于在关键字全集作一次二分查找；
B+树的特性
1.全部关键字都出如今叶子结点的链表中（稠密索引），且链表中的关键字刚好是有序的；
2.不可能在非叶子结点命中；
3.非叶子结点至关因而叶子结点的索引（稀疏索引），叶子结点至关因而存储（关键字）数据的数据层；
4.更适合文件索引系统；
算法实现
# -*- coding: UTF-8 -*-
# B树查找
class BTree: #B树
def __init__(self,value):
self.left=None
self.data=value
self.right=None
def insertLeft(self,value):
self.left=BTree(value)
return self.left
def insertRight(self,value):
self.right=BTree(value)
return self.right
def show(self):
print(self.data)
def inorder(node): #中序遍历：先左子树，再根节点，再右子树
if node.data:
if node.left:
inorder(node.left)
node.show()
if node.right:
inorder(node.right)
def rinorder(node): #倒中序遍历
if node.data:
if node.right:
rinorder(node.right)
node.show()
if node.left:
rinorder(node.left)
def insert(node,value):
if value > node.data:
if node.right:
insert(node.right,value)
else:
node.insertRight(value)
else:
if node.left:
insert(node.left,value)
else:
node.insertLeft(value)
if __name__ == "__main__":
l=[88,11,2,33,22,4,55,33,221,34]
Root=BTree(l[0])
node=Root
for i in range(1,len(l)):
insert(Root,l[i])
print("中序遍历（从小到大排序 ）")
inorder(Root)
print("倒中序遍历（从大到小排序）")
rinorder(Root)
五、树表查找总结
二叉查找树平均查找性能不错，为O(logn)，可是最坏状况会退化为O(n)。在二叉查找树的基础上进行优化，咱们可使用平衡查找树。平衡查找树中的2-3查找树，这种数据结构在插入以后可以进行自平衡操做，从而保证了树的高度在必定的范围内进而可以保证最坏状况下的时间复杂度。可是2-3查找树实现起来比较困难，红黑树是2-3树的一种简单高效的实现，他巧妙地使用颜色标记来替代2-3树中比较难处理的3-node节点问题。红黑树是一种比较高效的平衡查找树，应用很是普遍，不少编程语言的内部实现都或多或少的采用了红黑树。
除此以外，2-3查找树的另外一个扩展——B/B+平衡树，在文件系统和数据库系统中有着普遍的应用。
分块查找
算法简介
要求是顺序表，分块查找又称索引顺序查找，它是顺序查找的一种改进方法。
算法思想
将n个数据元素"按块有序"划分为m块（m ≤ n）。
每一块中的结点没必要有序，但块与块之间必须"按块有序"；
即第1块中任一元素的关键字都必须小于第2块中任一元素的关键字；
而第2块中任一元素又都必须小于第3块中的任一元素，……
算法流程
一、先选取各块中的最大关键字构成一个索引表；
二、查找分两个部分：先对索引表进行二分查找或顺序查找，以肯定待查记录在哪一块中；
三、在已肯定的块中用顺序法进行查找。
复杂度分析
时间复杂度：O(log(m)+N/m)
哈希查找
算法简介
哈希表就是一种以键-值(key-indexed) 存储数据的结构，只要输入待查找的值即key，便可查找到其对应的值。
算法思想
哈希的思路很简单，若是全部的键都是整数，那么就可使用一个简单的无序数组来实现：将键做为索引，值即为其对应的值，这样就能够快速访问任意键的值。这是对于简单的键的状况，咱们将其扩展到能够处理更加复杂的类型的键。
算法流程
1）用给定的哈希函数构造哈希表；
2）根据选择的冲突处理方法解决地址冲突；
常见的解决冲突的方法：拉链法和线性探测法。
3）在哈希表的基础上执行哈希查找。
复杂度分析
单纯论查找复杂度：对于无冲突的Hash表而言，查找复杂度为O(1)（注意，在查找以前咱们须要构建相应的Hash表）。
算法实现
# 忽略了对数据类型，元素溢出等问题的判断。
class HashTable:
def __init__(self, size):
self.elem = [None for i in range(size)] # 使用list数据结构做为哈希表元素保存方法
self.count = size # 最大表长
def hash(self, key):
return key % self.count # 散列函数采用除留余数法
def insert_hash(self, key):
"""插入关键字到哈希表内"""
address = self.hash(key) # 求散列地址
while self.elem[address]: # 当前位置已经有数据了，发生冲突。
address = (address+1) % self.count # 线性探测下一地址是否可用
self.elem[address] = key # 没有冲突则直接保存。
def search_hash(self, key):
"""查找关键字，返回布尔值"""
star = address = self.hash(key)
while self.elem[address] != key:
address = (address + 1) % self.count
if not self.elem[address] or address == star: # 说明没找到或者循环到了开始的位置
return False
return True
if __name__ == '__main__':
list_a = [12, 67, 56, 16, 25, 37, 22, 29, 15, 47, 48, 34]
hash_table = HashTable(12)
for i in list_a:
hash_table.insert_hash(i)
for i in hash_table.elem:
if i:
print((i, hash_table.elem.index(i)), end=" ")
print("\n")
print(hash_table.search_hash(15))
print(hash_table.search_hash(33))
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