前言:
学习本章,需要先学习 AVL树的 旋转,因为 红黑树也需要旋转调整来平衡,下面讲解将不赘述 旋转的原理和操作
红黑树的旋转 和 AVL树的旋转 唯一不同的是:旋转的判断使用逻辑
AVL树的旋转 可以通过 平衡因子 判断使用哪一种旋转
红黑树的旋转 则 直接通过 判断 爷爷 grandfather、父亲 parent、自己 cur 三种节点之间的位置关系 来 判断使用哪一种 旋转
(其实原理都一样,只不过AVL树有了平衡因子,可以直接借助平衡因子判断,其核心还是爷父子三者位置关系)
🦖1. 红黑树的概念
红黑树,是一种二叉搜索树,但在每个结点上增加一个存储位表示结点的颜色,可以是 Red或 Black。 通过对任何一条从根到叶子的路径上各个结点着色方式的限制,红黑树确保没有一条路 径会比其他路径长出俩倍,因而是接近平衡的。
(即 最长路径 长度一定 小于等于 最短路径的*2 )
🦖2. 红黑树的 4 条性质(决定代码实现逻辑)
(1)二叉搜索树的结构
(2)根和叶子(NULL)都是黑色
(3)不存在连续的两个红色结点
(4)任一结点到叶所有路径黑结点数量相同
四条性质可以总结成 四条口诀
左根右、根叶黑、不红红、黑路同
🦖⭐(1)左根右
即 左根右 的 二叉搜索树结构
🦖⭐(2)根叶黑
根和叶子(NULL)都是黑色
划蓝色虚线的 节点 10 即为 根节点
划蓝色虚线的 长方形节点,空节点 NULL
这两种节点都必须是 黑色!
🦖⭐(3)不红红
不存在连续的两个红色结点
下图中 节点 7 和 节点 5 两个连续红节点的情况不合法,需要进一步调整(后序讲解)
🦖⭐(4)黑路同
任一结点到叶所有路径黑结点数量相同
下图中,每条路径的 黑色节点个数 都是 3 ,这就是合法
注意:一条路径的终点一定是 NULL 空节点!!!
🦖3. 为什么说 "红黑树的最长路径不会超过最短路径的两倍 "
因为所有路径黑色节点的数量必须相同(黑路同),同时 红色节点不能连续出现(不红红)
因此 最长路径一定是 一黑一红 的排列
则 最长的那条路径:即使下面再加一个 红色节点,也只是刚好 是最短路径的两倍,而绝对不会超过 最左边的最短路径
🦖4. 红黑树节点 定义
// 设置颜色枚举值 enum Colour {RED,BLACK };template<class K, class V> struct RBTreeNode {typedef RBTreeNode<K, V> Node;pair<K, V> _data; Node* _left;Node* _right;Node* _parent;Colour _col;RBTreeNode(const T& data):_data(data), _left(nullptr), _right(nullptr), _parent(nullptr){} };
🦖5. 红黑树的插入
🦖5.1 插入的节点 默认是 红色
为什么?看下面例子
🦖⭐当 插入的节点 7 为 黑色时
黑色节点 的 插入,必然会违反 ”黑路同“ 的性质,因此要对其他节点都进行调整(其他节点都要再加一个黑色节点)
⭐当 插入的节点 7 为 红色 ,且 该节点插在 黑色节点 8 下面时
可以发现,插入一个 红色节点并没有影响 任何一个 红黑树的性质,即不用做出调整
⭐当 插入的节点 7 为 红色 ,且 该节点插在 红色节点 8 下面时
若 在 红色节点后面插入一个 红色节点,会违反 ”不红红“ 的性质,则需要调整
综上所述,插入黑色节点就一定需要调整,插入红色节点却可能不需要调整
因此,插入红色节点的性价比最高
🦖5.2 插入节点后,若性质被破坏,分三种情况调整
(注意:是性质被破坏了,才需要调整,没被破坏不需要调整)
🦖(1)插入结点是根结点:
直接将 节点变黑就行
如果非根节点:看叔叔颜色
🦖(2)插入结点的叔叔 uncle 是红色:
该情况处理步骤:
1、将叔父爷变色(即除了自己 cur 以外的三个节点)
2、再将 cur 指向 爷爷
(然后继续对这个 cur 进行这 红黑树 4条性质的判定,看是否违反,即 从 cur 开始 继续向上调整)
🦖(3)插入结点的叔叔 uncle 是黑色:旋转 + 变色
注意:黑色节点也可以是 NULL 空节点
直接通过 判断 爷爷 grandfather、父亲 parent、自己 cur 三种节点之间的位置关系 来 判断使用哪一种 旋转
因为 单旋 LL型 和 RR 型的原理一致,双旋 LR 型 和 RL 型的原理一致
下面我就以 LL 型 和 LR 型举例讲解旋转的步骤
🦖LL 型:
1、以爷爷为旋转点,向右旋转
2、变色:爷变红,父变黑
🦖LR 型
1、先 以 father 为旋转点 旋转,再以 爷爷 为旋转点 旋转
2、爷变红,cur 变黑
🦖小结:都是固定步骤
单旋 LL型 和 RR 型
旋转:以爷爷为旋转点 左旋 或 右旋(父亲为 旋转中心轴)
变色:爷变红,父变黑
双旋 LR 型 和 RL 型
旋转:先 旋转 父亲 father,再 旋转 爷爷
变色:爷变红,cur 变黑
🦖5.3 插入节点中 旋转变色逻辑 代码讲解
根据上面的讲解,可以发现,决定红黑树 旋转 or 变色 的是 爷父子的位置关系 和 叔叔的颜色
因此代码逻辑 也要 以这两点为中心 设计
🦖伪代码:
因为插入节点是 红色,父亲为空时,违反 "不红红" 的性质,则进入循环执行调整
while ( 父亲不为空 同时 父亲的颜色为红色 )
{
if ( 父亲是 爷爷 的 左 孩子 )
if ( 叔叔是 红色 )
else if ( 叔叔是 黑色 )
if ( cur 是 父亲的 左 )
else if ( cur 是 父亲的 右 )
else if ( 父亲是 爷爷 的 右 孩子 )
if ( 叔叔是 红色 )
else if ( 叔叔是 黑色 )
if ( cur 是 父亲的 左 )
else if ( cur 是 父亲的 右 )
}
🦖实际代码:
// 变色调整: while (parent && parent->_col == RED) {Node* Grandfather = parent->_parent;/*gp u*/// 父亲是 爷爷 的左孩子if (parent == Grandfather->_left) {Node* Uncle = Grandfather->_right;// 叔叔是 红色:三人变色,cur指爷if (Uncle && Uncle->_col == RED) {parent->_col = BLACK;Uncle->_col = BLACK;Grandfather->_col = RED;cur = Grandfather;parent = cur->_parent;}// 叔叔是 黑色:旋转后变色else if (Uncle == nullptr || Uncle->_col == BLACK) {// 看 cur 的位置:决定单旋 or 双旋if (cur == parent->_left) {/* 右单旋 + 变色gp uc*/rotateLL(Grandfather);// 爷变红,父变黑Grandfather->_col = RED;parent->_col = BLACK;}else if (cur == parent->_right) {/* 双旋(先左旋后右旋) + 变色gp uc*/rotateRR(parent); // p 先 左旋rotateLL(Grandfather); // g 再右旋// 爷变红,cur 变黑Grandfather->_col = RED;cur->_col = BLACK;}break; // 旋转后,退出循环}}// 父亲是 爷爷 的右孩子else if (parent == Grandfather->_right) {Node* Uncle = Grandfather->_left;// 叔叔是 红色:三人变色,cur指爷if (Uncle && Uncle->_col == RED) {parent->_col = BLACK;Uncle->_col = BLACK;Grandfather->_col = RED;cur = Grandfather;parent = cur->_parent;}// 叔叔是 黑色:旋转后变色else if (Uncle == nullptr || Uncle->_col == BLACK) {// 看 cur 的位置:决定单旋 or 双旋if (cur == parent->_right) {/* 左单旋 + 变色gu pc*/rotateRR(Grandfather);// 爷变红,父变黑Grandfather->_col = RED;parent->_col = BLACK;}else if (cur == parent->_left) {/* 双旋(先右旋后左旋) + 变色gu pc*/rotateLL(parent); // p 先 右旋rotateRR(Grandfather); // g 再左旋// 爷变红,cur 变黑Grandfather->_col = RED;cur->_col = BLACK;}break; // 旋转后,退出循环}} }// 根节点强制变色 _root->_col = BLACK;
🦖5.4 insert 函数 总代码
// 插入
bool insert(const pair<K, V>& kv) {if (_root == nullptr) {_root = new Node(kv);_root->_col = BLACK; // 根节点一定是黑的return true;}Node* cur = _root;Node* parent = cur;while (cur) {if (cur->_kv.first < kv.first) {parent = cur;cur = cur->_right;}else if (cur->_kv.first > kv.first) {parent = cur;cur = cur->_left;}else return false;}// 在 cur 的位置插入该节点cur = new Node(kv);cur->_col = RED; // 新增节点给 红的// 父连子,子连父if (parent->_kv.first > kv.first) parent->_left = cur;else parent->_right = cur;cur->_parent = parent;// 变色调整:while (parent && parent->_col == RED) {Node* Grandfather = parent->_parent;/*gp u*/// 父亲是 爷爷 的左孩子if (parent == Grandfather->_left) {Node* Uncle = Grandfather->_right;// 叔叔是 红色:三人变色,cur指爷if (Uncle && Uncle->_col == RED) {parent->_col = BLACK;Uncle->_col = BLACK;Grandfather->_col = RED;cur = Grandfather;parent = cur->_parent;}// 叔叔是 黑色:旋转后变色else if (Uncle == nullptr || Uncle->_col == BLACK) {// 看 cur 的位置:决定单旋 or 双旋if (cur == parent->_left) {/* 右单旋 + 变色gp uc*/rotateLL(Grandfather);// 爷变红,父变黑Grandfather->_col = RED;parent->_col = BLACK;}else if (cur == parent->_right) {/* 双旋(先左旋后右旋) + 变色gp uc*/rotateRR(parent); // p 先 左旋rotateLL(Grandfather); // g 再右旋// 爷变红,cur 变黑Grandfather->_col = RED;cur->_col = BLACK;}break;}}// 父亲是 爷爷 的右孩子else if (parent == Grandfather->_right) {Node* Uncle = Grandfather->_left;// 叔叔是 红色:三人变色,cur指爷if (Uncle && Uncle->_col == RED) {parent->_col = BLACK;Uncle->_col = BLACK;Grandfather->_col = RED;cur = Grandfather;parent = cur->_parent;}// 叔叔是 黑色:旋转后变色else if (Uncle == nullptr || Uncle->_col == BLACK) {// 看 cur 的位置:决定单旋 or 双旋if (cur == parent->_right) {/* 左单旋 + 变色gu pc*/rotateRR(Grandfather);// 爷变红,父变黑Grandfather->_col = RED;parent->_col = BLACK;}else if (cur == parent->_left) {/* 双旋(先右旋后左旋) + 变色gu pc*/rotateLL(parent); // p 先 右旋rotateRR(Grandfather); // g 再左旋// 爷变红,cur 变黑Grandfather->_col = RED;cur->_col = BLACK;}break;}}}// 修改一:根节点强制变色_root->_col = BLACK;return false;
}
🦖6. 红黑树的删除
红黑树的删除本节不做讲解,有兴趣的同学可参考:《算法导论》或者《STL源码剖析》 http://www.cnblogs.com/fornever/archive/2011/12/02/2270692.html
🦖7. 红黑树与AVL树的比较
之前讲到的AVL树,它是左右子树的高度相差不会超过一,可以发现 AVL树 对于平衡的要求会更加严格,因此 AVL树在树高上面要比红黑树控制的更加平衡,查询节点的时间复杂度为 logN
因为红黑树的最长路径 可以为最短路径的2倍,因此 查询节点的时间复杂度为 log 2*N
所以在查询上面红黑树要略逊于 AVL树,当然在时间复杂度上都是同一个数量级,都是O(logN),差距不会太大
恰恰因为 AVL树 要严格的控制树的平衡,因此 插入删除 操作后,旋转的次数较多
而 红黑树 插入删除 操作中,旋转的次数较少
所以相比之下, AVL树 在查询上边呢更高效;红黑树 在插入删除上边更高效
在实际应用当中呢,红黑树 用的更广泛一些,比如说 C++的STL 当中的 map 和 set 都是基于红黑树实现的(下一个章节会讲解 【map 和 set 对红黑叔的封装】)
Java 库 、 linux内核 、其他一些库 都有使用 红黑树
🦖8. ⭐红黑树的完整代码
#pragma once #include<iostream> #include<vector> #include<assert.h> using namespace std;///// 设置颜色枚举值 enum Colour {RED,BLACK };template<class K, class V> struct RBTreeNode {typedef RBTreeNode<K, V> Node;pair<K, V> _kv;Node* _left;Node* _right;Node* _parent;Colour _col;RBTreeNode(const pair<K, V>& data):_kv(data), _left(nullptr), _right(nullptr), _parent(nullptr){} };template<class K, class V> class RBTree { public:typedef RBTreeNode<K, V> Node;RBTree() = default;~RBTree() {destory(_root);_root = nullptr;}// 查找Node* find(const K& key) {Node* cur = _root;while (cur) {if (key > cur->_kv.first) {cur = cur->_right;}else if (key < cur->_kv.first) {cur = cur->_left;}else {return cur;}}return nullptr;}// 插入bool insert(const pair<K, V>& kv) {if (_root == nullptr) {_root = new Node(kv);_root->_col = BLACK; // 根节点一定是黑的return true;}Node* cur = _root;Node* parent = cur;while (cur) {if (cur->_kv.first < kv.first) {parent = cur;cur = cur->_right;}else if (cur->_kv.first > kv.first) {parent = cur;cur = cur->_left;}else return false;}// 在 cur 的位置插入该节点cur = new Node(kv);cur->_col = RED; // 新增节点给 红的// 父连子,子连父if (parent->_kv.first > kv.first) parent->_left = cur;else parent->_right = cur;cur->_parent = parent;// 变色调整:while (parent && parent->_col == RED) {Node* Grandfather = parent->_parent;/*gp u*/// 父亲是 爷爷 的左孩子if (parent == Grandfather->_left) {Node* Uncle = Grandfather->_right;// 叔叔是 红色:三人变色,cur指爷if (Uncle && Uncle->_col == RED) {parent->_col = BLACK;Uncle->_col = BLACK;Grandfather->_col = RED;cur = Grandfather;parent = cur->_parent;}// 叔叔是 黑色:旋转后变色else if (Uncle == nullptr || Uncle->_col == BLACK) {// 看 cur 的位置:决定单旋 or 双旋if (cur == parent->_left) {/* 右单旋 + 变色gp uc*/rotateLL(Grandfather);// 爷变红,父变黑Grandfather->_col = RED;parent->_col = BLACK;}else if (cur == parent->_right) {/* 双旋(先左旋后右旋) + 变色gp uc*/rotateRR(parent); // p 先 左旋rotateLL(Grandfather); // g 再右旋// 爷变红,cur 变黑Grandfather->_col = RED;cur->_col = BLACK;}break;}}// 父亲是 爷爷 的右孩子else if (parent == Grandfather->_right) {Node* Uncle = Grandfather->_left;// 叔叔是 红色:三人变色,cur指爷if (Uncle && Uncle->_col == RED) {parent->_col = BLACK;Uncle->_col = BLACK;Grandfather->_col = RED;cur = Grandfather;parent = cur->_parent;}// 叔叔是 黑色:旋转后变色else if (Uncle == nullptr || Uncle->_col == BLACK) {// 看 cur 的位置:决定单旋 or 双旋if (cur == parent->_right) {/* 左单旋 + 变色gu pc*/rotateRR(Grandfather);// 爷变红,父变黑Grandfather->_col = RED;parent->_col = BLACK;}else if (cur == parent->_left) {/* 双旋(先右旋后左旋) + 变色gu pc*/rotateLL(parent); // p 先 右旋rotateRR(Grandfather); // g 再左旋// 爷变红,cur 变黑Grandfather->_col = RED;cur->_col = BLACK;}break;}}}// 修改一:根节点强制变色_root->_col = BLACK;return false;}// RR型:左单旋void rotateRR(Node* parent) {Node* subR = parent->_right;Node* subRL = subR->_left;Node* parentParent = parent->_parent;// 1、subRL变成parent的右孩子parent->_right = subRL;// subRL 是有可能为 空的if (subRL) {subRL->_parent = parent;}// 2、parent变成subR的左孩子subR->_left = parent;parent->_parent = subR;// 3、subR变成当前子树的根// parentParent 是指 刚开始的 parent 的父亲:若 parent 是 _root 则 parentParent 为空,否则不为空,则该树就是子树if (parentParent) {if (parent == parentParent->_right)parentParent->_right = subR;else parentParent->_left = subR;subR->_parent = parentParent;}// 如果 parentParent == nullptr:说明 parent 是该树的 _root,_root 的 parent 是空else {_root = subR;subR->_parent = nullptr;}}// LL型:右单旋void rotateLL(Node* parent) {Node* subL = parent->_left;Node* subLR = subL->_right;Node* parentParent = parent->_parent;// 1、subLR变成parent的左孩子parent->_left = subLR;// subRL 是有可能为 空的if (subLR) {subLR->_parent = parent;}// 2、parent变成subL的右孩子subL->_right = parent;parent->_parent = subL;// 3、subL 变成当前子树的根// parentParent 是指 刚开始的 parent 的父亲:若 parent 是 _root 则 parentParent 为空,否则不为空,则该树就是子树if (parentParent) {if (parent == parentParent->_right)parentParent->_right = subL;else parentParent->_left = subL;subL->_parent = parentParent;}// 如果 parentParent == nullptr:说明 parent 是该树的 _root,_root 的 parent 是空else {_root = subL;subL->_parent = nullptr;}}// LR 型:subL 先 左旋, parent 右旋void rotateLR(Node* parent) {rotateRR(parent->_left);rotateLL(parent);}// RL 型:subR 先 右旋, parent 左旋void rotateRL(Node* parent) {rotateLL(parent->_right);rotateRR(parent);}// 中序遍历void InOrder() {_InOrder(_root);cout << '\n';}// 获取该树的高度int Height() {return _Height(_root);}// 获取节点个数int Size() {return _Size(_root);}// 判断是否是 红黑树bool IsValidRBTree() {if (_root == nullptr) return false;else if (_root && _root->_col == RED) return false;// 遍历一条路,记录一条路上一共固定有多少个黑色节点int cnt = 0;Node* cur = _root;while (cur) {if (cur->_col == BLACK) cnt++;cur = cur->_left;}return _IsValidRBTree(_root, 0, cnt);}private:// 判断是否是 红黑树bool _IsValidRBTree(Node* pRoot, size_t k, const size_t blackCount){// 1、看根节点是否是 黑的// 2、看每条路径的 黑色节点数量是否相同// 3、检查是否有连续的红节点:遇到一个红节点就判断其父亲是否是 红的//走到null之后,判断 k 和 blackCount 是否相等:即一条路径上的 黑色节点数量是否为固定值if (pRoot == nullptr){if (k != blackCount){cout << "违反性质四:每条路径中黑色节点的个数必须相同" << endl;return false;}return true;}// 统计黑色节点的个数if (pRoot->_col == BLACK)k++;// 检测当前节点与其双亲是否都为红色Node* pParent = pRoot->_parent;if (pParent && pParent->_col == RED && pRoot->_col == RED){cout << "违反性质三:没有连在一起的红色节点" << endl;return false;}return _IsValidRBTree(pRoot->_left, k, blackCount) && _IsValidRBTree(pRoot->_right, k, blackCount);}int _Size(Node* pRoot) {if (pRoot == nullptr) return 0;//if (pRoot->_left == nullptr && pRoot->_right == nullptr) return 1;return 1 + _Size(pRoot->_left) + _Size(pRoot->_right);}int _Height(Node* pRoot) {if (pRoot == nullptr)return 0;return 1 + max(_Height(pRoot->_left), _Height(pRoot->_right));}// 销毁一棵树:后序遍历void destory(Node* root) {if (root == nullptr) {return;}destory(root->_left);destory(root->_right);delete root;}void _InOrder(const Node* root) {if (root == nullptr) {return;}_InOrder(root->_left);cout << (root->_kv).first << " : " << (root->_kv).second << '\n';_InOrder(root->_right);}Node* _root = nullptr; };
参考文献和资料
B站 up :蓝不过海呀
【红黑树 - 定义, 插入, 构建】https://www.bilibili.com/video/BV1Xm421x7Lg?vd_source=bea8fdb0eb9c0c7d500ffd191a292977