【算法与数据结构】B-树学习笔记

  B-tree（多路搜索树，并非二叉的）是一种常见的数据结构。使用B-tree结构能够显著减小定位记录时所经历的中间过程，从而加快存取速度。按照翻译,B 一般认为是Balance的简称.这个数据结构通常用于数据库的索引，综合效率较高。     

         B-tree中，每一个结点包含：

　　一、本结点所含关键字的个数；

　　二、指向父结点的指针；

　　三、关键字；

　　四、指向子结点的指针；

      B-tree是一种多路搜索树（并非二叉的），对于一棵M阶树：

       1.定义任意非叶子结点最多只有M个孩子；且M>2；

       2.根结点的孩子数为[2, M]，除非根结点为叶子节点；

       3.除根结点之外的非叶子结点的儿子数为[M/2, M]；

       4.非叶子结点的关键字个数=指向儿子的指针个数-1；

       5.  与3相应，每一个非叶子结点存放至少M/2-1（取上整）和至多M-1个关键字；

      6.非叶子结点的关键字：K[1], K[2], …, K[M-1]；且K[i] < K[i+1]；

       7.非叶子结点的指针：P[1], P[2], …, P[M]；其中P[1]指向关键字小于K[1]的子树，P[M]指向关键字大于K[M-1]的子树，其它P[i]指向关键字属于(K[i-1], K[i])的子树；

       8.全部叶子结点位于同一层；

    例如：（M=3）

      B-tree有如下特性：

　　一、关键字集合分布在整棵树中；

　　二、任何一个关键字出现且只出如今一个结点中；

　　三、搜索有可能在非叶子结点结束；

　　四、其搜索性能等价于在关键字全集内作一次二分查找；

　　五、自动层次控制；

因此B-树的性能老是等价于二分查找（与M值无关），也就没有B树平衡的问题；

　　因为M/2的限制，在插入结点时，若是结点已满，须要将结点分裂为两个各占M/2的结点；删除结点时，需将两个不足M/2的兄弟结点合并。

　   鉴于B-tree具备良好的定位特性，其常被用于对检索时间要求苛刻的场合，例如：

　　一、B-tree索引是数据库中存取和查找文件(称为记录或键值)的一种方法。

　　二、硬盘中的结点也是B-tree结构的。与内存相比，硬盘必须花成倍的时间来存取一个数据元素，这是由于硬盘的机械部件读写数据的速度远远赶不上纯电子媒体的内存。与一个结点两个分支的二元树相比，B-tree利用多个分支（称为子树）的结点，减小获取记录时所经历的结点数，从而达到节省存取时间的目的。

   　

      在大多数系统中，B-树上的算法执行时间主要由读、写磁盘的次数来决定，每次读写尽量多的信息可提升算法得执行速度。
    　B-树中的结点的规模通常是一个磁盘页，而结点中所包含的关键字及其孩子的数目取决于磁盘页的大小。
  注意：
    　①对于磁盘上一棵较大的B-树，一般每一个结点拥有的孩子数目(即结点的度数)m为50至2000不等
    　②一棵度为m的B-树称为m阶B-树。
    　③选取较大的结点度数可下降树的高度，以及减小查找任意关键字所需的磁盘访问次数。
       下图给出了一棵高度为3的1001阶B-树。

     

      说明：
　　①每一个结点包含1000个关键字，故在第三层上有100多万个叶结点，这些叶节点可容纳10亿多个关键字。
　　②图中各结点内的数字表示关键字的数目。
　　③一般根结点可始终置于主存中，所以在这棵B-树中查找任一关键字至多只需二次访问外存。
      B-树的存储结构
#define Max l000 //结点中关键字的最大数目：Max=m-1，m是B-树的阶
#define Min 500 //非根结点中关键字的最小数目：Min=┌m/2┐-1
typedef int KeyType； //KeyType应由用户定义
typedef struct node{ //结点定义中省略了指向关键字表明的记录的指针
  　int keynum； //结点中当前拥有的关键字的个数，keynum《Max
  　KeyType key[Max+1]； //关键字向量为key[1..keynum]，key[0]不用。
  　struct node *parent； //指向双亲结点
  　struct node *son[Max+1]；//孩子指针向量为son[0..keynum]
 }BTreeNode；
typedef BTreeNode *BTree；
　注意：
    　为简单起见，以上说明省略了辅助信息域。在实用中，与每一个关键字存储在一块儿的不是相关的辅助信息域，而是一个指向另外一磁盘页的指针。磁盘页中包含有该关键字所表明的记录，而相关的辅助信息正是存储在此记录中。
    　有的B-树(如第10章介绍的B+树)是将全部辅助信息都存于叶结点中，而内部结点(不妨将根亦看做是内部结点)中只存放关键字和指向孩子结点的指针，无须存储指向辅助信息的指针，这样使内部结点的度数尽量最大化。

      

B-树上的基本运算

一、B-树的查找
（1）B-树的查找方法
   　在B-树中查找给定关键字的方法相似于二叉排序树上的查找。不一样的是在每一个结点上肯定向下查找的路径不必定是二路而是keynum+1路的。
　　对结点内的存放有序关键字序列的向量key[l..keynum] 用顺序查找或折半查找方法查找。若在某结点内找到待查的关键字K，则返回该结点的地址及K在key[1..keynum]中的位置；不然，肯定K在某个key[i]和key[i+1]之间结点后，从磁盘中读son[i]所指的结点继续查找……。直到在某结点中查找成功；或直至找到叶结点且叶结点中的查找仍不成功时，查找过程失败。
【例】下图中左边的虚线表示查找关键字1的过程，它失败于叶结点的H和K之间空指针上；右边的虚线表示查找关键字S的过程，并成功地返回S所在结点的地址和S在key[1..keynum]中的位置2。

   

（2）B-树的查找算法
BTreeNode *SearchBTree(BTree T，KeyType K，int *pos)
 { //在B-树T中查找关键字K，成功时返回找到的结点的地址及K在其中的位置*pos
//失败则返回NULL，且*pos无定义
  int i；
  T→key[0]=k; //设哨兵．下面用顺序查找key[1..keynum]
  for(i=T->keynum；K<t->key[i];i--)； //从后向前找第1个小于等于K的关键字
  if(i>0 && T->key[i]==1){ //查找成功，返回T及i
    *pos=i；
    return T；
   } //结点内查找失败，但T->key[i]<K<T->key[i+1]，下一个查找的结点应为
     //son[i]
  if(!T->son[i]) //*T为叶子，在叶子中仍未找到K，则整个查找过程失败
    return NULL；
    //查找插入关键字的位置，则应令*pos=i，并返回T，见后面的插入操做
  DiskRead(T->son[i])； //在磁盘上读人下一查找的树结点到内存中
  return SearchBTree(T->Son[i]，k，pos)； //递归地继续查找于树T->son[i]
 }

（3）查找操做的时间开销
    　B-树上的查找有两个基本步骤：
　①在B-树中查找结点，该查找涉及读盘DiskRead操做，属外查找；
　②在结点内查找，该查找属内查找。
　    查找操做的时间为：
　①外查找的读盘次数不超过树高h，故其时间是O(h)；
　②内查找中，每一个结点内的关键字数目keynum<m(m是B-树的阶数)，故其时间为O(nh)。
　注意：
　①实际上外查找时间可能远远大于内查找时间。
　②B-树做为数据库文件时，打开文件以后就必须将根结点读人内存，而直至文件关闭以前，此根一直驻留在内存中，故查找时能够不计读入根结点的时间。

B树的插入、删除操做

      下面我们经过另一个实例来对这棵B树的插入（insert）,删除（delete）基本操做进行详细的介绍。

但在此以前，我们还得简单回顾下一棵m阶的B 树 (m叉树)的特性，以下：

1. 树中每一个结点含有最多含有m个孩子，即m知足：ceil(m/2)<=m<=m。

2. 除根结点和叶子结点外，其它每一个结点至少有[ceil(m / 2)]个孩子（其中ceil(x)是一个取上限的函数）；

3. 若根结点不是叶子结点，则至少有2个孩子（特殊状况：没有孩子的根结点，即根结点为叶子结点，整棵树只有一个根节点）；

4. 全部叶子结点都出如今同一层，叶子结点不包含任何关键字信息(能够看作是外部接点或查询失败的接点，实际上这些结点不存在，指向这些结点的指针都为null)；

5. 每一个非终端结点中包含有n个关键字信息： (n，P0，K1，P1，K2，P2，......，Kn，Pn)。其中：
          a)   Ki (i=1...n)为关键字，且关键字按顺序升序排序K(i-1)< Ki。 
          b)   Pi为指向子树根的接点，且指针P(i-1)指向子树种全部结点的关键字均小于Ki，但都大于K(i-1)。 
          c)   除根结点以外的结点的关键字的个数n必须知足： [ceil(m / 2)-1]<= n <= m-1（叶子结点也必须知足此条关于关键字数的性质，根结点除外）。

       ok，下面我们以一棵5阶（m=5，即除根结点和叶子结点以外的内结点最多5个孩子，最少3个孩子）B树实例进行讲解(以下图所示)：

备注：关键字数（2-4个）针对--非根结点（包括叶子结点在内），孩子数（3-5个）--针对根结点和叶子结点以外的内结点。固然，根结点是必须至少有2个孩子的，否则就成直线型搜索树了。

下图中关键字为大写字母，顺序为字母升序。

结点定义以下：

typedef struct{

   int Count;         // 当前节点中关键元素数目

   ItemType Key[4];   // 存储关键字元素的数组

   long Branch[5];    // 伪指针数组，(记录数目)方便判断合并和分裂的状况

} NodeType;

 

插入（insert）操做

插入一个元素时，首先在B树中是否存在，若是不存在，即在叶子结点处结束，而后在叶子结点中插入该新的元素，注意：若是叶子结点空间足够，这里须要向右移动该叶子结点中大于新插入关键字的元素，若是空间满了以至没有足够的空间去添加新的元素，则将该结点进行“分裂”，将一半数量的关键字元素分裂到新的其相邻右结点中，中间关键字元素上移到父结点中（固然，若是父结点空间满了，也一样须要“分裂”操做），并且当结点中关键元素向右移动了，相关的指针也须要向右移。若是在根结点插入新元素，空间满了，则进行分裂操做，这样原来的根结点中的中间关键字元素向上移动到新的根结点中，所以致使树的高度增长一层。

一、我们经过一个实例来逐步讲解下。插入如下字符字母到一棵空的B 树中（非根结点关键字数小了（小于2个）就合并，大了（超过4个）就分裂）：C N G A H E K Q M F W L T Z D P R X Y S，首先，结点空间足够，4个字母插入相同的结点中，以下图：

 

二、当我们试着插入H时，结点发现空间不够，以至将其分裂成2个结点，移动中间元素G上移到新的根结点中，在实现过程当中，我们把A和C留在当前结点中，而H和N放置新的其右邻居结点中。以下图：

 

三、当我们插入E,K,Q时，不须要任何分裂操做

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

四、插入M须要一次分裂，注意M刚好是中间关键字元素，以至向上移到父节点中

 

五、插入F,W,L,T不须要任何分裂操做

 

六、插入Z时，最右的叶子结点空间满了，须要进行分裂操做，中间元素T上移到父节点中，注意经过上移中间元素，树最终仍是保持平衡，分裂结果的结点存在2个关键字元素。

 

七、插入D时，致使最左边的叶子结点被分裂，D刚好也是中间元素，上移到父节点中，而后字母P,R,X,Y陆续插入不须要任何分裂操做（别忘了，树中至多5个孩子）。

 

八、最后，当插入S时，含有N,P,Q,R的结点须要分裂，把中间元素Q上移到父节点中，可是状况来了，父节点中空间已经满了，因此也要进行分裂，将父节点中的中间元素M上移到新造成的根结点中，注意之前在父节点中的第三个指针在修改后包括D和G节点中。这样具体插入操做的完成，下面介绍删除操做，删除操做相对于插入操做要考虑的状况多点。

 

 

删除(delete)操做

首先查找B树中需删除的元素,若是该元素在B树中存在，则将该元素在其结点中进行删除，若是删除该元素后，首先判断该元素是否有左右孩子结点，若是有，则上移孩子结点中的某相近元素到父节点中，而后是移动以后的状况；若是没有，直接删除后，移动以后的状况。

删除元素，移动相应元素以后，若是某结点中元素数目（即关键字数）小于ceil(m/2)-1，则须要看其某相邻兄弟结点是否丰满（结点中元素个数大于ceil(m/2)-1）（还记得第一节中关于B树的第5个特性中的c点么?： c)除根结点以外的结点（包括叶子结点）的关键字的个数n必须知足： （ceil(m / 2)-1）<= n <= m-1。m表示最多含有m个孩子，n表示关键字数。在本小节中举的一颗B树的示例中，关键字数n知足：2<=n<=4），若是丰满，则向父节点借一个元素来知足条件；若是其相邻兄弟都刚脱贫，即借了以后其结点数目小于ceil(m/2)-1，则该结点与其相邻的某一兄弟结点进行“合并”成一个结点，以此来知足条件。那我们经过下面实例来详细了解吧。

以上述插入操做构造的一棵5阶B树（树中最多含有m（m=5）个孩子，所以关键字数最小为ceil(m / 2)-1=2。仍是这句话，关键字数小了（小于2个）就合并，大了（超过4个）就分裂）为例，依次删除H,T,R,E。

一、首先删除元素H，固然首先查找H，H在一个叶子结点中，且该叶子结点元素数目3大于最小元素数目ceil(m/2)-1=2，则操做很简单，我们只须要移动K至原来H的位置，移动L至K的位置（也就是结点中删除元素后面的元素向前移动）

 

二、下一步，删除T,由于T没有在叶子结点中，而是在中间结点中找到，我们发现他的继承者W(字母升序的下个元素)，将W上移到T的位置，而后将原包含W的孩子结点中的W进行删除，这里刚好删除W后，该孩子结点中元素个数大于2，无需进行合并操做。

 

三、下一步删除R，R在叶子结点中,可是该结点中元素数目为2，删除致使只有1个元素，已经小于最小元素数目ceil(5/2)-1=2,而由前面咱们已经知道：若是其某个相邻兄弟结点中比较丰满（元素个数大于ceil(5/2)-1=2），则能够向父结点借一个元素，而后将最丰满的相邻兄弟结点中上移最后或最前一个元素到父节点中（有没有看到红黑树中左旋操做的影子?），在这个实例中，右相邻兄弟结点中比较丰满（3个元素大于2），因此先向父节点借一个元素W下移到该叶子结点中，代替原来S的位置，S前移；而后X在相邻右兄弟结点中上移到父结点中，最后在相邻右兄弟结点中删除X，后面元素前移。

 

四、最后一步删除E， 删除后会致使不少问题，由于E所在的结点数目恰好达标，恰好知足最小元素个数（ceil(5/2)-1=2）,而相邻的兄弟结点也是一样的状况，删除一个元素都不能知足条件，因此须要该节点与某相邻兄弟结点进行合并操做；首先移动父结点中的元素（该元素在两个须要合并的两个结点元素之间）下移到其子结点中，而后将这两个结点进行合并成一个结点。因此在该实例中，我们首先将父节点中的元素D下移到已经删除E而只有F的结点中，而后将含有D和F的结点和含有A,C的相邻兄弟结点进行合并成一个结点。

 

五、也许你认为这样删除操做已经结束了，其实否则，在看看上图，对于这种特殊状况，你当即会发现父节点只包含一个元素G，没达标（由于非根节点包括叶子结点的关键字数n必须知足于2=<n<=4，而此处的n=1），这是不可以接受的。若是这个问题结点的相邻兄弟比较丰满，则能够向父结点借一个元素。假设这时右兄弟结点（含有Q,X）有一个以上的元素（Q右边还有元素），而后我们将M下移到元素不多的子结点中，将Q上移到M的位置，这时，Q的左子树将变成M的右子树，也就是含有N，P结点被依附在M的右指针上。因此在这个实例中，我们没有办法去借一个元素，只能与兄弟结点进行合并成一个结点，而根结点中的惟一元素M下移到子结点，这样，树的高度减小一层。

 

为了进一步详细讨论删除的状况，再举另一个实例：

这里是一棵不一样的5序B树，那我们试着删除C

 

因而将删除元素C的右子结点中的D元素上移到C的位置，可是出现上移元素后，只有一个元素的结点的状况。

又由于含有E的结点，其相邻兄弟结点才刚脱贫（最少元素个数为2），不可能向父节点借元素，因此只能进行合并操做，因而这里将含有A,B的左兄弟结点和含有E的结点进行合并成一个结点。

 

这样又出现只含有一个元素F结点的状况，这时，其相邻的兄弟结点是丰满的（元素个数为3>最小元素个数2），这样就能够想父结点借元素了，把父结点中的J下移到该结点中，相应的若是结点中J后有元素则前移，而后相邻兄弟结点中的第一个元素（或者最后一个元素）上移到父节点中，后面的元素（或者前面的元素）前移（或者后移）；注意含有K，L的结点之前依附在M的左边，如今变为依附在J的右边。这样每一个结点都知足B树结构性质。

 

从以上操做可看出：除根结点以外的结点（包括叶子结点）的关键字的个数n知足：（ceil(m / 2)-1）<= n <= m-1，即2<=n<=4。这也佐证了我们以前的观点。删除操做完。