WikiDer > Двоичная куча - Википедия

Пример полной двоичной max-heap

Пример полной двоичной минимальной кучи

А двоичная куча это куча структура данных это принимает форму двоичное дерево. Двоичные кучи - распространенный способ реализации приоритетные очереди.^{[1]:162–163} Бинарная куча была введена Дж. У. Дж. Уильямс в 1964 году как структура данных для heapsort.^[2]

Двоичная куча определяется как двоичное дерево с двумя дополнительными ограничениями:^[3]

• Свойство формы: двоичная куча - это полное двоичное дерево; то есть все уровни дерева, кроме, возможно, последнего (самого глубокого), полностью заполнены, и, если последний уровень дерева не завершен, узлы этого уровня заполняются слева направо.
• Свойство кучи: ключ, хранящийся в каждом узле, либо больше, либо равен (≥), либо меньше или равен (≤) ключам в дочерних узлах, согласно некоторым общий заказ.

Кучи, в которых родительский ключ больше или равен (≥) дочерним ключам, называются макс-кучи; те, у которых он меньше или равен (≤), называются мин-кучи. Эффективный (логарифмическое время) известны две операции, необходимые для реализации очереди приоритетов в двоичной куче: вставка элемента и удаление наименьшего или наибольшего элемента из минимальной или максимальной кучи, соответственно. Двоичные кучи также обычно используются в heapsort алгоритм сортировки, который является локальным алгоритмом, поскольку двоичные кучи могут быть реализованы как неявная структура данных, сохраняя ключи в массиве и используя их относительные положения в этом массиве для представления дочерних и родительских отношений.

Операции с кучей

Операции вставки и удаления сначала изменяют кучу, чтобы она соответствовала свойству формы, путем добавления или удаления из конца кучи. Затем свойство кучи восстанавливается путем обхода кучи вверх или вниз. Обе операции занимают O (log п) время.

Вставлять

Чтобы добавить элемент в кучу, мы можем выполнить такой алгоритм:

1. Добавьте элемент на нижний уровень кучи в крайнее левое открытое пространство.
2. Сравните добавленный элемент с его родителем; если они в правильном порядке, остановитесь.
3. Если нет, поменяйте местами элемент с его родителем и вернитесь к предыдущему шагу.

Шаги 2 и 3, которые восстанавливают свойство кучи путем сравнения и, возможно, замены узла с его родителем, называются куча операция (также известная как пузыриться, просачивание, отсеивание, просачивание, приплывать, нагромождение, или же каскад).

Количество требуемых операций зависит только от количества уровней, на которые должен подняться новый элемент, чтобы удовлетворить свойству кучи. Таким образом, операция вставки имеет временную сложность наихудшего случая O (log п). Для случайной кучи и для повторяющихся вставок операция вставки имеет сложность в среднем O (1).^[4][5]

В качестве примера вставки двоичной кучи, скажем, у нас есть максимальная куча

и мы хотим добавить число 15 в кучу. Сначала мы помещаем 15 в позицию, отмеченную X. Однако свойство кучи нарушается, поскольку 15 > 8, поэтому нам нужно поменять местами 15 и 8. Итак, у нас есть куча, которая после первого обмена выглядит следующим образом:

Однако свойство кучи по-прежнему нарушается, поскольку 15 > 11, поэтому нам нужно снова поменять местами:

что является допустимой максимальной кучей. Нет необходимости проверять левый дочерний элемент после этого последнего шага: вначале максимальная куча была допустимой, то есть корень уже был больше, чем его левый дочерний элемент, поэтому замена корня на еще большее значение сохранит свойство, которое каждый узел больше, чем его дочерние элементы (11 > 5; если 15 > 11, и 11 > 5, тогда 15 > 5, из-за переходное отношение).

Извлекать

Процедура удаления корня из кучи (эффективное извлечение максимального элемента в максимальной куче или минимального элемента в минимальной куче) при сохранении свойства кучи выглядит следующим образом:

1. Замените корень кучи последним элементом на последнем уровне.
2. Сравните новый корень с его дочерними элементами; если они в правильном порядке, остановитесь.
3. Если нет, поменяйте местами элемент с одним из его дочерних элементов и вернитесь к предыдущему шагу. (Поменяйте местами его меньший дочерний элемент в минимальной куче и его более крупный дочерний элемент в максимальной куче.)

Шаги 2 и 3, которые восстанавливают свойство кучи путем сравнения и возможной замены узла с одним из его дочерних узлов, называются свалка (также известный как пузырящийся, просачиваться, просеивать, опускание, течь вниз, нагромождать, каскад вниз, экстракт мин или же экстракт-макс, или просто нагружать) операция.

Итак, если у нас такая же максимальная куча, что и раньше

Снимаем 11 и заменяем на 4.

Теперь свойство кучи нарушено, поскольку 8 больше 4. В этом случае замены двух элементов, 4 и 8, достаточно для восстановления свойства кучи, и нам больше не нужно менять местами элементы:

Нисходящий узел меняется местами с больше его дочерних элементов в максимальной куче (в минимальной куче он будет заменен его меньшим дочерним элементом), пока он не удовлетворит свойство кучи в своей новой позиции. Эта функциональность достигается за счет Макс-Heapify функция, как определено ниже в псевдокод для множествокуча А длины длина(А). Обратите внимание, что А индексируется, начиная с 1.

// Выполняем операцию down-heap или heapify-down для max-heap // А: массив, представляющий кучу, индексированный, начиная с 1 // я: индекс, с которого нужно начинать при копировании внизМакс-Heapify(А, я):    оставили ← 2×я    верно ← 2×я + 1    самый большой ← я        если оставили ≤ длина(А) и А[оставили]> A [самый большой] тогда:        самый большой ← оставили
    если верно ≤ длина(А) и А[верно] > А[самый большой] тогда:        самый большой ← верно        если самый большой ≠ я тогда:        замена А[я] и А[самый большой]        Макс-Heapify(А, самый большой)

Для приведенного выше алгоритма для правильного повторного заполнения массива не должно быть узлов, кроме узла с индексом я и два его прямых потомка могут нарушить свойство heap. Операция «down-heap» (без предшествующей замены) также может использоваться для изменения значения корня, даже если элемент не удаляется.

В худшем случае новый корень должен быть заменен его дочерним элементом на каждом уровне, пока он не достигнет нижнего уровня кучи, что означает, что операция удаления имеет временную сложность относительно высоты дерева, или O (log п).

Вставить, затем извлечь

Вставка элемента с последующим извлечением из кучи может выполняться более эффективно, чем простой вызов функций вставки и извлечения, определенных выше, которые будут включать в себя как операции увеличения, так и уменьшения объема. Вместо этого мы можем выполнить просто операцию уменьшения объема, как показано ниже:

1. Сравните, больше ли элемент, который мы нажимаем, или верхняя часть кучи (при условии максимальной кучи)
2. Если корень кучи больше:
   1. Замените корень новым элементом
   2. Down-heapify, начиная с корня
3. В противном случае верните товар, который мы толкаем

Python предоставляет такую ​​функцию для вставки и извлечения под названием «heappushpop», которая перефразируется ниже.^[6][7] Предполагается, что первый элемент массива кучи имеет индекс 1.

// Помещаем новый элемент в (максимальную) кучу, а затем извлекаем корень полученной кучи. // куча: массив, представляющий кучу, с индексом 1 // элемент: элемент для вставки // Возвращает большее из двух между элемент и корень куча.Пуш-поп(куча: Список , элемент: T) -> T: если куча не пусто и куча [1]> элемент тогда: // <если минимальная куча замена куча[1] и элемент        _downheap (куча начиная с индекса 1) возвращаться элемент

Аналогичную функцию можно определить для извлечения, а затем вставки, которая в Python называется "heapreplace":

// Извлекаем корень кучи и вставляем новый элемент // куча: массив, представляющий кучу, с индексом 1 // элемент: элемент для вставки // Возвращает текущий корень кучаЗаменять(куча: Список , элемент: T) -> T: замена куча[1] и элемент    _downheap (куча начиная с индекса 1) возвращаться элемент

Поиск

На поиск произвольного элемента уходит O (n) времени.

Удалить

Удалить произвольный элемент можно следующим образом:

1. Найдите индекс ${ displaystyle i}$ элемента, который мы хотим удалить
2. Поменяйте местами этот элемент с последним элементом
3. Down-heapify или up-heapify для восстановления свойства кучи. В max-heap (min-heap) up-heapify требуется только тогда, когда новый ключ элемента ${ displaystyle i}$ больше (меньше), чем предыдущий, потому что может быть нарушено только свойство heap родительского элемента. Предполагая, что свойство heap было действительным между элементом ${ displaystyle i}$ и его дочерние элементы до замены элемента, его не может нарушить теперь большее (меньшее) значение ключа. Когда новый ключ меньше (больше), чем предыдущий, тогда требуется только down-heapify, потому что свойство heap может быть нарушено только в дочерних элементах.

Уменьшить или увеличить ключ

Операция с ключом уменьшения заменяет значение узла заданным значением с более низким значением, а операция с ключом увеличения делает то же самое, но с более высоким значением. Это включает в себя поиск узла с заданным значением, изменение значения, а затем добавление или увеличение кучи для восстановления свойства кучи.

Клавишу уменьшения можно сделать следующим образом:

1. Найдите индекс элемента, который мы хотим изменить
2. Уменьшить значение узла
3. Down-heapify (при условии максимальной кучи) для восстановления свойства кучи

Увеличить ключ можно следующим образом:

1. Найдите индекс элемента, который мы хотим изменить
2. Увеличьте значение узла
3. Up-heapify (при условии максимальной кучи) для восстановления свойства кучи

Создание кучи

Создание кучи из массива п Элементы ввода можно выполнить, начав с пустой кучи, а затем последовательно вставив каждый элемент. Этот подход, названный методом Вильямса в честь изобретателя двоичных куч, легко работает в О(п бревно п) время: он выполняет п вставки на О(бревно п) стоимость каждого.^[а]

Однако метод Вильямса не оптимален. Более быстрый метод (из-за Флойд^[8]) начинается с произвольного размещения элементов в двоичном дереве, соблюдая свойство shape (дерево может быть представлено массивом, см. ниже). Затем, начиная с самого нижнего уровня и двигаясь вверх, просеивайте корень каждого поддерева вниз, как в алгоритме удаления, пока свойство кучи не будет восстановлено. В частности, если все поддеревья начинаются с некоторой высоты ${ displaystyle h}$ уже «нагромождены» (самый нижний уровень, соответствующий ${ displaystyle h = 0}$), деревья на высоте ${ displaystyle h + 1}$ могут быть объединены в кучу, отправив их корень вниз по пути максимальных значений дочерних элементов при построении максимальной кучи или минимальных дочерних элементов при создании минимальной кучи. Этот процесс занимает ${ Displaystyle О (ч)}$ операций (свопов) на узел. В этом методе большая часть нагромождения происходит на нижних уровнях. Так как высота кучи равна ${ Displaystyle lfloor журнал п rfloor}$, количество узлов на высоте ${ displaystyle h}$ является ${ displaystyle leq { frac {2 ^ { lfloor log n rfloor}} {2 ^ {h}}} leq { frac {n} {2 ^ {h}}}}$. Следовательно, стоимость накопления всех поддеревьев составляет:

${ displaystyle { begin {align} sum _ {h = 0} ^ { lfloor log n rfloor} { frac {n} {2 ^ {h}}} O (h) & = O left (n sum _ {h = 0} ^ { lfloor log n rfloor} { frac {h} {2 ^ {h}}} right) & = O left (n sum _ { h = 0} ^ { infty} { frac {h} {2 ^ {h}}} right) & = O (n) end {align}}}$

Здесь используется тот факт, что данная бесконечная серии ${ textstyle sum _ {я = 0} ^ { infty} я / 2 ^ {я}}$ сходится.

Известно, что точное значение вышеприведенного (наихудшее количество сравнений во время построения кучи) равно:

${ displaystyle 2n-2s_ {2} (n) -e_ {2} (n)}$,^[9][b]

куда s₂(п) это сумма всех цифр двоичного представления из п и е₂(п) показатель степени 2 в разложении на простые множители п.

Средний случай сложнее проанализировать, но можно показать, что он асимптотически приближается 1.8814 п - 2 журнала₂п + О(1) сравнения.^[10][11]

В Build-Max-Heap следующая функция преобразует массив А который хранит полное двоичное дерево с п узлов в максимальную кучу, многократно используя Макс-Heapify (down-heapify для max-heap) снизу вверх. Элементы массива, проиндексированныеэтаж(п/2) + 1, этаж(п/2) + 2, ..., пвсе являются листьями для дерева (при условии, что индексы начинаются с 1) - таким образом, каждый из них представляет собой одноэлементную кучу и не нуждается в уменьшении кучи. Build-Max-Heap бежитМакс-Heapify на каждом из оставшихся узлов дерева.

Build-Max-Heap (А):    для каждого индекс я из этаж(длина(А)/2) вниз 1 делать:        Макс-Heapify(А, я)

Реализация кучи

Небольшое полное двоичное дерево, хранящееся в массиве

Сравнение двоичной кучи и реализации массива.

Кучи обычно реализуются с помощью множество. Любое двоичное дерево может быть сохранено в массиве, но поскольку двоичная куча всегда является полным двоичным деревом, ее можно хранить компактно. Нет места для указатели; вместо этого родитель и потомок каждого узла могут быть найдены арифметическими методами по индексам массива. Эти свойства делают эту реализацию кучи простым примером неявная структура данных или же Анентафель список. Детали зависят от корневого положения, которое, в свою очередь, может зависеть от ограничений язык программирования используется для реализации или предпочтения программиста. В частности, иногда корень помещается в индекс 1, чтобы упростить арифметику.

Позволять п быть количеством элементов в куче и я - произвольный допустимый индекс массива, хранящего кучу. Если корень дерева находится в индексе 0, с допустимыми индексами от 0 до п - 1, то каждый элемент а по индексу я имеет

• дети с индексами 2я + 1 и 2я + 2
• его родитель по индексу этаж((я − 1) ∕ 2).

В качестве альтернативы, если корень дерева находится в индексе 1, с допустимыми индексами от 1 до п, то каждый элемент а по индексу я имеет

• дети с индексами 2я и 2я +1
• его родитель по индексу этаж(я ∕ 2).

Эта реализация используется в heapsort алгоритм, где он позволяет повторно использовать пространство во входном массиве для хранения кучи (т.е. алгоритм выполнен на месте). Реализация также полезна для использования в качестве Приоритетная очередь где использование динамический массив позволяет вставлять неограниченное количество элементов.

Операции upheap / downheap затем могут быть сформулированы в терминах массива следующим образом: предположим, что свойство heap выполняется для индексов б, б+1, ..., е. Функция sift-down расширяет свойство heap на б−1, б, б+1, ..., е.Только индекс я = б−1 может нарушить свойство кучи. j быть индексом самого большого ребенка а[я] (для максимальной кучи или наименьший дочерний элемент для минимальной кучи) в пределах диапазона б, ..., е. (Если такого индекса не существует, потому что 2я > е тогда свойство heap сохраняется для недавно расширенного диапазона, и ничего не нужно делать.) Путем замены значений а[я] и а[j] свойство кучи для позиции я На этом этапе единственная проблема заключается в том, что свойство кучи может не выполняться для индекса j.Применяется функция просеивания вниз. хвостово-рекурсивно индексировать j пока свойство кучи не будет установлено для всех элементов.

Функция просеивания работает быстро. На каждом этапе требуется только два сравнения и один обмен. Значение индекса, в котором он работает, удваивается на каждой итерации, так что не более log₂ е необходимы шаги.

Для больших куч и использования виртуальная память, хранение элементов в массиве по приведенной выше схеме неэффективно: (почти) каждый уровень находится в другом страница. B-кучи представляют собой двоичные кучи, которые хранят поддеревья на одной странице, уменьшая количество страниц, к которым осуществляется доступ, до десяти раз.^[12]

Операция объединения двух двоичных куч занимает takes (п) для куч равного размера. Лучшее, что вы можете сделать (в случае реализации массива), просто объединить два массива кучи и построить кучу результата.^[13] Куча на п элементы можно объединить в кучу на k элементы с помощью O (log п бревно k) ключевых сравнений или, в случае реализации на основе указателя, в O (log п бревно k) время.^[14] Алгоритм разбиения кучи на п элементы в две кучи на k и н-к элементов, соответственно, на основе нового представления куч как упорядоченных коллекций под куч, представленных в.^[15] Алгоритм требует O (log п * бревно п) сравнения. В представлении также представлен новый и концептуально простой алгоритм объединения куч. Когда слияние является обычной задачей, рекомендуется другая реализация кучи, например биномиальные кучи, которые можно объединить за O (log п).

Кроме того, двоичная куча может быть реализована с традиционной структурой данных двоичного дерева, но при добавлении элемента возникает проблема с нахождением соседнего элемента на последнем уровне в двоичной куче. Этот элемент может быть определен алгоритмически или путем добавления дополнительных данных к узлам, называемого «распараллеливанием» дерева - вместо простого хранения ссылок на дочерние элементы мы сохраняем чтобы преемник узла.

Можно изменить структуру кучи, чтобы разрешить извлечение как самого маленького, так и самого большого элемента в ${ displaystyle O}$${ Displaystyle ( журнал п)}$ время.^[16] Для этого строки чередуются между min heap и max-heap. Алгоритмы примерно одинаковы, но на каждом шаге нужно рассматривать чередующиеся строки с чередующимися сравнениями. Производительность примерно такая же, как у обычной однонаправленной кучи. Эту идею можно обобщить для кучи min-max-median.

Вывод индексных уравнений

В куче на основе массивов дочерние и родительские элементы узла могут быть расположены с помощью простой арифметики по индексу узла. В этом разделе выводятся соответствующие уравнения для куч с их корнем в индексе 0, с дополнительными примечаниями для куч с их корнем в индексе 1.

Чтобы избежать путаницы, определим уровень узла как его расстояние от корня, так что сам корень занимает уровень 0.

Дочерние узлы

Для общего узла, расположенного по индексу ${ displaystyle i}$ (начиная с 0), мы сначала вычислим индекс его правого потомка, ${ displaystyle { text {right}} = 2i + 2}$.

Пусть узел ${ displaystyle i}$ располагаться на уровне ${ displaystyle L}$, и обратите внимание, что любой уровень ${ displaystyle l}$ содержит точно ${ displaystyle 2 ^ {l}}$ узлы. Кроме того, есть ровно ${ displaystyle 2 ^ {l + 1} -1}$ узлы, содержащиеся в слоях до слоя включительно ${ displaystyle l}$ (подумайте о двоичной арифметике; 0111 ... 111 = 1000 ... 000 - 1). Поскольку корень хранится в 0, ${ displaystyle k}$й узел будет храниться по индексу ${ Displaystyle (к-1)}$. Объединение этих наблюдений дает следующее выражение для индекс последнего узла в слое l.

${ displaystyle { text {last}} (l) = (2 ^ {l + 1} -1) -1 = 2 ^ {l + 1} -2}$

Пусть будет ${ displaystyle j}$ узлы после узла ${ displaystyle i}$ в слое L так, что

${ displaystyle { begin {alignat} {2} i = & quad { text {last}} (L) -j = & quad (2 ^ {L + 1} -2) -j end {alignat}}}$

Каждый из них ${ displaystyle j}$ узлы должны иметь ровно 2 дочерних элемента, поэтому должно быть ${ displaystyle 2j}$ узлы, разделяющие ${ displaystyle i}$правый дочерний элемент с конца его слоя (${ displaystyle L + 1}$).

${ displaystyle { begin {alignat} {2} { text {right}} = & quad { text {last (L + 1)}} - 2j = & quad (2 ^ {L + 2 } -2) -2j = & quad 2 (2 ^ {L + 1} -2-j) +2 = & quad 2i + 2 end {alignat}}}$

Как требуется.

Заметив, что левый дочерний элемент любого узла всегда находится на 1 место перед его правым дочерним элементом, мы получаем ${ displaystyle { text {left}} = 2i + 1}$.

Если корень расположен в индексе 1 вместо 0, последний узел на каждом уровне вместо этого находится в индексе ${ displaystyle 2 ^ {l + 1} -1}$. Используя это повсюду, дает ${ displaystyle { text {left}} = 2i}$ и ${ displaystyle { text {right}} = 2i + 1}$ для куч с их корнем в 1.

Родительский узел

Каждый узел является левым или правым дочерним элементом своего родителя, поэтому мы знаем, что верно одно из следующих утверждений.

1. ${ displaystyle i = 2 times ({ text {parent}}) + 1}$
2. ${ Displaystyle я = 2 раз ({ текст {родитель}}) + 2}$

Следовательно,

${ displaystyle { text {parent}} = { frac {i-1} {2}} ; { textrm {или}} ; { frac {i-2} {2}}}$

Теперь рассмотрим выражение ${ displaystyle left lfloor { dfrac {i-1} {2}} right rfloor}$.

Если узел ${ displaystyle i}$ является левым потомком, это дает результат немедленно, однако он также дает правильный результат, если node ${ displaystyle i}$ правильный ребенок. В этом случае, ${ Displaystyle (я-2)}$ должен быть четным, и, следовательно, ${ Displaystyle (я-1)}$ должно быть странно.

${ Displaystyle { begin {alignat} {2} left lfloor { dfrac {i-1} {2}} right rfloor = & quad left lfloor { dfrac {i-2} {2 }} + { dfrac {1} {2}} right rfloor = & quad { frac {i-2} {2}} = & quad { text {parent}} end {alignat}}}$

Следовательно, независимо от того, является ли узел левым или правым дочерним узлом, его родительский элемент можно найти по выражению:

${ displaystyle { text {parent}} = left lfloor { dfrac {i-1} {2}} right rfloor}$

Связанные структуры

Поскольку порядок братьев и сестер в куче не определяется свойством кучи, два дочерних узла одного узла можно свободно менять местами, если это не нарушает свойство формы (сравните с трогать). Обратите внимание, однако, что в общей куче на основе массива простая замена дочерних элементов может также потребовать перемещения дочерних узлов поддерева, чтобы сохранить свойство кучи.

Двоичная куча - это частный случай чертова куча в котором d = 2.

Сводка времени работы

Вот временные сложности^[17] различных структур данных кучи. Имена функций предполагают минимальную кучу. Для значения "О(ж)" и "Θ(ж)" видеть Обозначение Big O.

Смотрите также

• Куча
• Heapsort

Рекомендации

внешняя ссылка

• Структуры открытых данных - Раздел 10.1 - BinaryHeap: неявное двоичное дерево, Пэт Морин
• Реализация максимальной двоичной кучи в C Робин Томас
• Реализация двоичной минимальной кучи на C Робин Томас