算法导论 之 红黑树 - 插入[C语言]
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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了算法导论 之 红黑树 - 插入[C语言]相关的知识，希望对你有一定的参考价值。
- 作者：邹奇峰
- 邮箱：Qifeng.zou.job@hotmail.com
- 博客：http://blog.csdn.net/qifengzou
- 日期：2013.12.24 21:00
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1 引言
在之前的博文中，本人对平衡二叉树的处理做了较详尽的分析，有兴趣的朋友可以参阅博文《算法导论 之 平衡二叉树 - 创建 插入 搜索 销毁》和《算法导论 之 平衡二叉树 - 删除》。平衡二叉树AVL是严格的平衡树，在增删结点时，其旋转操作的次数较多；而红黑树RBT则通过非严格的平衡来换取增删结点时旋转次数的降低。在应用中，如果搜索次数大于增删次数，则选择平衡二叉树更好一些；而如果搜索与增删次数接近时，红黑树则是更好的选择。在有些资料中显示，红黑树的统计性能要优于平衡二叉树。
2 性质分析
红黑树是一种二叉查找树，但在每个节点上增加一个存储位表示结点的颜色[RED或BLACK]。通过对任一结点到叶子结点的路径上各个结点着色方式的限制，确保没有一条路径会是其他路径的2倍，因而是接近平衡的！因此，它能保证在最坏情况下，基本的动态集合操作的时间复杂度为O(log2@N)[log2@N:以2为底数，N为对数]。[注：理论上平衡二叉树的性能要优于红黑树，但是仍处同一数量级]
图1 红黑树
红黑树有以下5种性质，所有对红黑树的处理都是围绕这5种性质进行的。但是想通过以下5种性质的简单描述就期望能够深入理解红黑树，这似乎是不太可能的事情。因此，下面将结合图1对其5种性质进行分别的解析。
①、每个节点要么是红色的，要么是黑色的；
解析：任何一个结点都有一种颜色 —— 非红即黑。从图1中可以清楚的看出这一点。
②、根结点是黑色的；
解析：根结点只能为黑色，不可能为红色。如图1中的根结点为13，其为黑色。
③、所有叶子结点（NIL）都是黑色的；
解析：在图1中的所有叶子结点（NIL）的颜色只能为黑色的，不可能为红色。
④、如果一个结点是红色，则它的两个儿子都是黑色的；
解析：如图1中的结点6、8、17、22、27为红色结点，其左右孩子结点只能为黑色。即：树中决不允许存在两个连续的红色结点。[注：但是允许两个连续的黑色结点]
⑤、对任何一个结点，从该结点通过其子孙结点到达叶子结点（NIL）的所有路径上包含相同数目的黑结点。
解析：以根结点为例，其通过子孙结点到达叶子节点（NIL）的路径有如下几种情况：
路径1：13(b) -> 8(r) -> 1(b) -> 叶子(b) | 3个黑结点：13、1、叶子
路径2：13(b) -> 8(r) -> 11(b) -> 叶子(b) | 3个黑结点：13、11、叶子
路径3：13(b) -> 8(r) -> 1(b) -> 6(r) -> 叶子(b) | 3个黑结点：13、1、叶子
路径4: 13(b) -> 17(r) -> 25(b) -> 22(r) -> 叶子(b) | 3个黑结点：13、25、叶子
路径5: 13(b) -> 17(r) -> 25(b) -> 27(r) -> 叶子(b) | 3个黑结点：13、25、叶子
路径6: 13(b) -> 17(r) -> 15(b) -> 叶子(b) | 3个黑结点：13、15、叶子
....
至此，大家应该能够明白性质⑤的真实含义了。
为了便于处理红黑树代码的边界条件，我们采用一个哨兵来代表NIL。对于一个红黑树而言，哨兵NIL是一个与树内普通结点有相同域的对象。它的color域为BLACK，而其他域（parent，lchild，rchild和key）的值我们并不关心。
总之，红黑树是通过以上5种性质的限制约束了该树的平衡性能 —— 即：该树上的最长路径长度不可能大于最短路径长度的2倍，从而确保对树操作的时间复杂度达到O（log2@N）。
3 编码实现
3.1 结构定义
①、常值定义：增强代码可读性、方便代码修改
/* 常值定义 */
#define RBT_COLOR_BLACK 'b' /* 颜色：黑色 */
#define RBT_COLOR_RED 'r' /* 颜色：红色 */
#define RBT_LCHILD (0) /* 类型：左孩子 */
#define RBT_RCHILD (1) /* 类型：右孩子 */
#define RBT_MAX_DEPTH (512) /* 栈的深度(栈处理红黑树时使用) */代码1 常值定义
②、节点结构：在二叉查找树的结构基础上，新增color字段
/* 结点结构 */
typedef struct _rbt_node_t {
int key; /* 关键字 */
int color; /* 结点颜色: RBT_COLOR_BLACK(黑) 或 RBT_COLOR_RED(红) */
struct _rbt_node_t *parent; /* 父节点 */
struct _rbt_node_t *lchild; /* 左孩子节点 */
struct _rbt_node_t *rchild; /* 右孩子节点 */
} rbt_node_t;代码2 结点结构
③、树结构：sentinel字段用于表示叶子结点（NIL）。当树内结点的左（右）孩子为叶子结点时，则将左（右）孩子指针指向sentinel字段。
/* 红黑树结构 */
typedef struct {
rbt_node_t *root; /* 根节点 */
rbt_node_t *sentinel; /* 哨兵节点 */
} rbt_tree_t;代码3 树结构
④、错误码：用来记录错误返回的类型，以便快速的确定程序中存在的异常
/* 错误码 */
typedef enum {
RBT_SUCCESS /* 成功 */
, RBT_FAILED = ~0x7fffffff /* 失败 */
, RBT_NODE_EXIST /* 结点存在 */
}rbt_ret_e;代码4 错误码
⑤、宏定义：可有效的增强代码的简洁性、复用性、易读性
#define rbt_set_color(node, c) ((node)->color = (c))
#define rbt_set_red(node) rbt_set_color(node, RBT_COLOR_RED)
#define rbt_set_black(node) rbt_set_color(node, RBT_COLOR_BLACK)
#define rbt_is_red(node) (RBT_COLOR_RED == (node)->color)
#define rbt_is_black(node) (RBT_COLOR_BLACK == (node)->color)
/* 设置左孩子 */
#define rbt_set_lchild(tree, node, left) { \\
(node)->lchild = (left); \\
if (tree->sentinel != left) { \\
(left)->parent = (node); \\
} \\
}
/* 设置右孩子 */
#define rbt_set_rchild(tree, node, right) { \\
(node)->rchild = (right); \\
if (tree->sentinel != right) { \\
(right)->parent = (node); \\
} \\
}
/* 设置孩子节点 */
#define rbt_set_child(tree, node, type, child) { \\
if (RBT_LCHILD == type) { \\
rbt_set_lchild(tree, node, child); \\
} else { \\
rbt_set_rchild(tree, node, child); \\
} \\
}
代码5 宏定义
3.2 创建对象
创建的初始红黑树对象是一棵空树，其根节点为NULL，但是此时必须为叶子结点（哨兵）分配好空间，并将叶子结点的颜色置为黑色（性质3），以方便后续对树的操作处理。
/******************************************************************************
**函数名称: rbt_creat
**功 能: 创建红黑树对象(对外接口)
**输入参数: NONE
**输出参数: NONE
**返 回: 红黑树对象地址
**实现描述:
**注意事项:
** 1、每个结点要么是红色的，要么是黑色的；
** 2、根结点是黑色的；
** 3、所有叶子结点（NIL）都是黑色的；
** 4、如果一个结点是红色，则它的两个儿子都是黑色的；
** 5、对任何一个结点，从该结点通过其子孙结点到达叶子结点（NIL）
** 的所有路径上包含相同数目的黑结点。
**作 者: # Qifeng.zou # 2013.12.24 #
******************************************************************************/
rbt_tree_t *rbt_creat(void)
{
rbt_tree_t *tree = NULL;
tree = (rbt_tree_t *)calloc(1, sizeof(rbt_tree_t));
if (NULL == tree) {
return NULL;
}
tree->sentinel = (rbt_node_t *)calloc(1, sizeof(rbt_node_t));
if (NULL == tree->sentinel) {
free(tree);
return NULL;
}
tree->sentinel->color = RBT_COLOR_BLACK;
tree->root = tree->sentinel;
return tree;
}
代码6 创建对象
3.3 旋转处理
在添加和删除过程中，可能破坏红黑树的5个性质之一，和平衡二叉树的处理相似，可通过旋转来恢复红黑树的性质，但红黑树的旋转只有右旋和左旋2种。
右旋处理：
以结点N为支点，进行右旋转的处理描述：结点N的左孩子A取代N的位置，并将结点A的右孩子AR作为结点N的左孩子，再将结点N作为结点A的右孩子。
图2 右旋处理
[注：旋转过程并不关注结点颜色]
右旋处理对应的代码如下所示：
/******************************************************************************
**函数名称: rbt_right_rotate
**功 能: 右旋处理
**输入参数:
** tree: 红黑树
** node: 旋转支点
**输出参数: NONE
**返 回: RBT_SUCCESS:成功 RBT_FAILED:失败
**实现描述:
** G G
** | |
** N -> L
** / \\ / \\
** L R LL N
** / \\ / \\ / \\
** LL LR RL RR LR R
** / \\
** RL RR
** 说明: 节点N为旋转支点
**注意事项:
**作 者: # Qifeng.zou # 2014.01.15 #
******************************************************************************/
void rbt_right_rotate(rbt_tree_t *tree, rbt_node_t *node)
{
rbt_node_t *parent = node->parent, *lchild = node->lchild;
if (tree->sentinel == parent) {
tree->root = lchild;
lchild->parent = tree->sentinel;
} else if (node == parent->lchild) {
rbt_set_lchild(tree, parent, lchild);
} else {
rbt_set_rchild(tree, parent, lchild);
}
rbt_set_lchild(tree, node, lchild->rchild);
rbt_set_rchild(tree, lchild, node);
}代码7 右旋处理
左旋处理：
以结点N为支点，进行右旋转的处理描述：结点N的左孩子B取代N的位置，并将结点B的左孩子BL作为结点N的右孩子，再将结点N作为结点B的左孩子。
图3 左旋处理
[注：旋转过程并不关注结点颜色]
左旋处理对应的代码如下：
/******************************************************************************
**函数名称: rbt_left_rotate
**功 能: 左旋处理
**输入参数:
** tree: 红黑树
** node: 旋转支点
**输出参数: NONE
**返 回: RBT_SUCCESS:成功 RBT_FAILED:失败
**实现描述:
** G G
** | |
** N -> R
** / \\ / \\
** L R N RR
** / \\ / \\ / \\
** LL LR RL RR L RL
** / \\
** LL LR
** 说明: 节点N为旋转支点
**注意事项:
**作 者: # Qifeng.zou # 2014.01.15 #
******************************************************************************/
void rbt_left_rotate(rbt_tree_t *tree, rbt_node_t *node)
{
rbt_node_t *parent = node->parent, *rchild = node->rchild;
if (tree->sentinel == parent) {
tree->root = rchild;
rchild->parent = tree->sentinel;
} else if(node == parent->lchild) {
rbt_set_lchild(tree, parent, rchild);
} else {
rbt_set_rchild(tree, parent, rchild);
}
rbt_set_rchild(tree, node, rchild->lchild);
rbt_set_lchild(tree, rchild, node);
}
代码8 左旋处理
3.4 添加操作
1）当向一棵空树中添加结点时，则新结点将作为整棵树根结点，且为黑色（性质2）；
图4 空树中添加根结点R
2）当向一棵非空树中添加一个结点时，新结点的颜色都是为红色。添加成功后，需要判断是否破坏了红黑树的5个性质。经过分析，可以发现，向非空树中添加一个结点，不可能破坏性质1、2、3、5，唯一可能被破坏只有性质4 —— 出现2个连续的红结点[新节点和父节点为红色]，且性质4被破坏，只有如下六种情况：
============================================================================
前提1：父节点P为祖父节点G的左孩子
============================================================================
情况1）：叔结点U为红色
前提条件：新结点N和父结点P都为红色，父结点P为G的左孩子
情况描述：叔结点U为红色时 [注：此时不必关心新结点N是左孩子还是右孩子]
处理过程：[代码：参考rb_insert_fixup()中的case 1]
①、将父结点P和叔结点U的颜色改为黑色，将祖父结点G改为红色
②、把祖父结点作为下一次判断的对象
图5 叔结点U为红色，新结点N为左孩子
图6 叔结点U为红色，新结点N为右孩子
情况2）：叔结点为黑色，新结点N为右孩子
前提条件：新结点N和父结点P都为红色，父结点P为G的左孩子
情况描述：叔结点U也为黑色，新结点N为右孩子时
处理过程：[代码：参考rb_insert_fixup()中的case 2]
①、调整颜色：将父结点P改为黑色，将祖父结点改为红色
②、向右旋转90度：父结点P取代祖父结点G的位置，同时将父结点的右子树PR作为祖父结点G的左子树，祖父结点G作为父结点P的右孩子
③、把祖父结点的父结点GP改为下一次判断的对象
图7 叔结点U为黑色，新结点N为左孩子
[注意：蓝色结点表示颜色可能为红，也可能为黑]
情况3）：叔结点为黑色，新结点N为右孩子
前提条件：新结点N和父结点P都为红色，父结点P为G的左孩子
情况描述：叔结点U也为黑色，新结点N为右孩子时
处理过程：[代码：参考rb_insert_fixup()中的case 3]
①、向左旋转90度：新结点N取代父结点P的位置，同时将新结点的左子树NL作为父结点P的右子树，父结点P作为新结点N的左孩子
②、把父结点P改为下一次判断的对象 [注意：经过①、②、③处理后，情况3演变了情况2]
图8 叔结点U为黑色 新结点N为右孩子
[注意：蓝色表示颜色可能为红，也可能为黑]
============================================================================
前提2：父节点P为祖父节点G的右孩子
============================================================================
情况4）：叔结点U为红色
前提条件：新结点N和父结点P都为红色，父结点P为祖父G的右孩子
情况描述：叔结点U为红色时 [注：此时不必关心新结点N是左孩子还是右孩子]
处理过程：[代码：参考rb_insert_fixup()中的case 4]
①、将父结点P和叔结点U的颜色改为黑色，将祖父结点G改为红色
②、把祖父结点作为下一次判断的对象
图9 叔结点U为红色 新结点N为右孩子
图10 叔结点U为红色 新结点N为左孩子
情况5）：叔结点U为黑色，新结点N为父结点P的左孩子
前提条件：新结点N和父结点P都为红色，父结点P为祖父结点G的右孩子
情况描述：叔结点U为黑色，新结点N为左孩子时
处理过程：[代码：参考rb_insert_fixup()中的case 5]
①、向右旋转90度：新结点N取代父结点G的位置，同时将新结点的右子树NR作为父结点G的左子树，父结点G作为新结点的右孩子
②、把父结点P改为下一次判断的对象[此时case 5演变为case 6]
图11 叔结点U为黑色 新结点N为左孩子
[注意：蓝色表示颜色可能为红，也可能为黑]
情况6）：叔结点U为黑色，新结点N为父结点P的右孩子
前提条件：新结点N和父结点P都为红色，父结点P为G的右孩子
情况描述：叔结点U为黑色，新结点N为右孩子时
处理过程：[代码：参考rb_insert_fixup()中的case 6]
①、颜色调整：将祖父结点G改为红色，父结点P改为黑色
②、向左旋转90度：父结点P取代祖父结点G的位置，同时将父结点的左子树PL作为祖父结点G的右子树，祖父结点G作为父结点P的左孩子
③、把祖父结点的父结点GP改为下一次判断的对象
图12 叔结点G为黑色 新结点N为右孩子
[注意：蓝色表示颜色可能为红，也可能为黑]
/******************************************************************************
**函数名称: rbt_creat_node
**功 能: 创建关键字为key的结点(内部接口)
**输入参数:
** key: 红黑树
** color: 结点颜色
** type: 新结点是父结点的左孩子还是右孩子
** parent: 父结点
**输出参数: NONE
**返 回: RB_SUCCESS:成功 RB_FAILED:失败
**实现描述:
**注意事项: 新结点的左右孩子肯定是叶子结点
**作 者: # Qifeng.zou # 2013.12.23 #
******************************************************************************/
rbt_node_t *rbt_creat_node(rbt_tree_t *tree, int key, int color, int type, rbt_node_t *parent)
{
rbt_node_t *node = NULL;
node = (rbt_node_t *)calloc(1, sizeof(rbt_node_t));
if (NULL == node) {
return NULL;
}
node->color = color;
node->key = key;
node->lchild = tree->sentinel;
node->rchild = tree->sentinel;
if (NULL != parent) {
rbt_set_child(tree, parent, type, node);
} else {
node->parent = tree->sentinel;
}
return node;
}代码9 创建key值结点
/******************************************************************************
**函数名称: rbt_insert
**功 能: 向红黑树中增加节点(对外接口)
**输入参数:
** tree: 红黑树
** key: 需被添加的关键字
**输出参数: NONE
**返 回: RBT_SUCCESS:成功 RBT_FAILED:失败 RBT_NODE_EXIST:节点存在
**实现描述:
** 1. 当根节点为空时，直接添加
** 2. 将节点插入树中, 检查并修复新节点造成红黑树性质的破坏
**注意事项:
** 红黑树的5点性质:
** 1、每个结点要么是红色的，要么是黑色的；
** 2、根结点是黑色的；
** 3、所有叶子结点(NIL)都是黑色的；
** 4、如果一个结点是红色，则它的两个儿子都是黑色的；
** 5、对任何一个结点，从该结点通过其子孙结点到达叶子结点(NIL)
** 的所有路径上包含相同数目的黑结点。
**注意事项: 插入节点操作只可能破坏性质(4)
**作 者: # Qifeng.zou # 2013.12.23 #
******************************************************************************/
int rbt_insert(rbt_tree_t *tree, int key)
{
rbt_node_t *node = tree->root,
*add = NULL, *parent = NULL;
/* 1. 当根节点为空时，直接添加 */
if (tree->sentinel == tree->root) {
/* 性质2: 根结点是黑色的 */
tree->root = rbt_creat_node(tree, key, RBT_COLOR_BLACK, 0, NULL);
if (tree->sentinel == tree->root) {
return RBT_FAILED;
}
return RBT_SUCCESS;
}
/* 2. 将节点插入树中, 检查并修复新节点造成红黑树性质的破坏 */
while (tree->sentinel != node) {
if (key == node->key) {
return RBT_NODE_EXIST;
} else if (key < node->key) {
if (tree->sentinel == node->lchild) {
add = rbt_creat_node(tree, key, RBT_COLOR_RED, RBT_LCHILD, node);
if(NULL == add) {
return RBT_FAILED;
}
return rb_insert_fixup(tree, add); /* 防止红黑树的性质被破坏 */
}
node = node->lchild;
} else {
if (tree->sentinel == node->rchild) {
add = rbt_creat_node(tree, key, RBT_COLOR_RED, RBT_RCHILD, node);
if (NULL == add) {
return RBT_FAILED;
}
return rb_insert_fixup(tree, add); /* 防止红黑树的性质被破坏 */
}
node = node->rchild;
}
}
return RBT_SUCCESS;
}代码10 增加key值结点（内部接口）
/******************************************************************************
**函数名称: rb_insert_fixup
**功 能: 插入操作修复(内部接口)
**输入参数:
** tree: 红黑树
** node: 新增节点的地址
**输出参数: NONE
**返 回: RBT_SUCCESS:成功 RBT_FAILED:失败
**实现描述:
** 1. 检查红黑树性质是否被破坏
** 2. 如果被破坏，则进行对应的处理
**注意事项: 插入节点操作只可能破坏性质④
**作 者: # Qifeng.zou # 2013.12.23 #
******************************************************************************/
int rb_insert_fixup(rbt_tree_t *tree, rbt_node_t *node)
{
rbt_node_t *parent = NULL, *uncle = NULL, *grandpa = NULL, *gparent = NULL;
while (rbt_is_red(node)) {
parent = node->parent;
if (rbt_is_black(parent)) {
return RBT_SUCCESS;
}
grandpa = parent->parent;
if (parent == grandpa->lchild) { /* 父节点为左节点 */
uncle = grandpa->rchild;
/* case 1: 父节点和叔节点为红色 */
if (rbt_is_red(uncle)) {
rbt_set_black(parent);
rbt_set_black(uncle);
if(grandpa != tree->root) {
rbt_set_red(grandpa);
}
node = grandpa;
continue;
} else if (node == parent->lchild) { /* case 2: 叔结点为黑色，结点为左孩子 */
/* 右旋转: 以grandpa为支点 */
gparent = grandpa->parent;
rbt_set_red(grandpa);
rbt_set_black(parent);
rbt_right_rotate(tree, grandpa);
node = gparent;
continue;
} else { /* case 3: 叔结点为黑色，结点为右孩子 */
/* 左旋转: 以parent为支点 */
rbt_left_rotate(tree, parent);
node = parent;
continue;
}
} else { /* 父节点为右孩子 */
uncle = grandpa->lchild;
/* case 1: 父节点和叔节点为红色 */
if (rbt_is_red(uncle)) {
rbt_set_black(parent);
rbt_set_black(uncle);
if (grandpa != tree->root) {
rbt_set_red(grandpa);
}
node = grandpa;
continue;
} else if (node == parent->lchild) { /* case 2: 叔结点为黑色，结点为左孩子 */
/* 右旋转: 以parent为支点 */
rbt_right_rotate(tree, parent);
node = parent;
continue;
} else { /* case 3: 叔结点为黑色，结点为右孩子 */
/* 左旋转: 以grandpa为支点 */
gparent = grandpa->parent;
rbt_set_black(parent);
rbt_set_red(grandpa);
rbt_left_rotate(tree, grandpa);
node = gparent;
continue;
}
}
}
return RBT_SUCCESS;
}代码11 红黑树修复
3.4 结果展示
调用函数rb_insert，随机添加20个不同的关键字，其最终生成的红黑树如下图所示： [注意：红黑树的打印可以参考《算法导论 之 红黑树 - 打印》]
图13 打印构建
图11对应的红黑树结构如下图所示：
图14 树型结构
[注：未绘制叶子结点]
以上是关于算法导论 之 红黑树 - 插入[C语言]的主要内容，如果未能解决你的问题，请参考以下文章