帮我用c语言设计一个对完全二叉树进行先序遍历的算法,此二叉树为完全二叉树具有n个结点并且以一维数组存储

时间: 2024-03-26 12:38:36 浏览: 104
好的,以下是对完全二叉树进行先序遍历的算法: ```c void preorder(int tree[], int n, int root) { if (root >= n) return; // 如果当前结点超出数组范围,直接返回 printf("%d ", tree[root]); // 先访问根结点 preorder(tree, n, root * 2 + 1); // 递归遍历左子树 preorder(tree, n, root * 2 + 2); // 递归遍历右子树 } ``` 其中,`tree`是存储完全二叉树的一维数组,`n`是结点数,`root`是当前遍历的根结点的下标。先访问根结点,然后递归遍历左子树和右子树即可。需要注意的是,左子结点的下标是 `root*2+1`,右子结点的下标是 `root*2+2`。 使用示例: ```c int main() { int tree[] = {1, 2, 3, 4, 5, 6, 7}; // 完全二叉树的一维数组表示 int n = sizeof(tree) / sizeof(tree[0]); // 结点数 preorder(tree, n, 0); // 先序遍历 return 0; } ``` 输出结果: ``` 1 2 4 5 3 6 7 ```
相关问题

用顺序存储结构来存储一颗具有n个结点的二叉树,用c语言编写算法实现对该二叉树进行先序遍历,输出先序遍历序列。

假设二叉树的结点数据类型为: ```c typedef struct TreeNode { int data; struct TreeNode *left; struct TreeNode *right; } TreeNode; ``` 则先序遍历的递归实现算法如下: ```c void preOrder(TreeNode *root) { if (root == NULL) { return; } printf("%d ", root->data); preOrder(root->left); preOrder(root->right); } ``` 如果是用顺序存储结构存储二叉树,则需要将树的结点存储在一个一维数组中,同时需要知道每个结点在数组中的下标。假设数组为`arr`,则第i个结点的左子结点在数组中的下标为`2*i+1`,右子结点在数组中的下标为`2*i+2`。顺序存储结构的先序遍历算法如下: ```c void preOrder(int arr[], int n, int i) { if (i < n) { printf("%d ", arr[i]); preOrder(arr, n, 2 * i + 1); preOrder(arr, n, 2 * i + 2); } } ``` 其中,`n`为数组的长度,`i`为当前结点在数组中的下标。

用顺序存储结构来存储一颗具有n个结点的二叉树,编写c语言算法实现对该二叉树进行先序遍历,输出先序遍历序列。

首先,我们需要定义二叉树的结构体: ```c typedef struct TreeNode { char data; // 二叉树结点的数据 struct TreeNode *leftChild; // 左子结点 struct TreeNode *rightChild; // 右子结点 } TreeNode, *Tree; ``` 接下来,我们可以使用数组来存储二叉树的结点信息。假设我们使用一维数组来存储完全二叉树,那么对于数组中的第 i 个元素,它的左子结点为 2i,右子结点为 2i+1。 对于先序遍历,我们可以先访问根结点,再遍历左子树,最后遍历右子树。因此,我们可以使用递归的方式来实现先序遍历。具体来说,我们需要实现一个递归函数,该函数的参数包括当前遍历结点的下标、二叉树数组以及数组长度。 下面是基于这些思路的具体实现: ```c #include <stdio.h> // 二叉树结点的结构体 typedef struct TreeNode { char data; // 二叉树结点的数据 struct TreeNode *leftChild; // 左子结点 struct TreeNode *rightChild; // 右子结点 } TreeNode, *Tree; // 先序遍历 void preorderTraversal(int index, char tree[], int len) { if (index > len || tree[index] == '#') { return; } printf("%c ", tree[index]); // 访问当前结点 preorderTraversal(index * 2, tree, len); // 遍历左子树 preorderTraversal(index * 2 + 1, tree, len); // 遍历右子树 } int main() { char tree[] = {'#', 'A', 'B', 'C', '#', 'D', '#', '#', 'E', '#', '#', 'F', '#', '#', '#'}; int len = sizeof(tree) / sizeof(tree[0]); preorderTraversal(1, tree, len - 1); return 0; } ``` 上述代码中,我们使用字符 '#' 表示空结点。我们以一棵完全二叉树为例,演示了如何使用数组来存储二叉树,并实现先序遍历。当然,这种方法并不适用于非完全二叉树。
阅读全文

相关推荐

静态链表示意图:2.2 顺序表与链表的比较存储密度比较:顺序表:只存储数据元素、预分配存储空间链表:指针的结构性开销、链表中的元素个数没有限制按位查找:顺序表:O(1),随机存取链表:O(n),顺序存取插入和删除:顺序表:O(n),平均移动表长一半的元素链表:不用移动元素,合适位置的指针——O(1)时间复杂度:顺序表:若线性表频繁查找却很少进行插入和删除操作链表:若线性表需频繁插入和删除时空间复杂度:顺序表:知道线性表的大致长度,空间效率会更高链表:若线性表中元素个数变化较大或者未知2.3 栈        定义:限定仅在一端(栈顶)进行插入和删除操作的线性表,后进先出。栈示意图:        时间复杂度(插入与删除):顺序栈与链栈均为O(1)        空间复杂度:链栈多一个指针域,结构性开销较大,使用过程中元素个数变化较大时,用链栈;反之顺序栈。        出栈元素不同排列的个数:   (卡特兰数)        共享栈: 两个栈共享一片内存空间, 两个栈从两边往中间增长。卡特兰数的应用:存储结构:顺序栈初始化:top=-1链栈初始化:top=NULL栈的应用:        1) 括号匹配        2) 递归        3) 中缀表达式 转 后缀表达式        4) 中缀表达式:设两个栈(数据栈和运算符栈),根据运算符栈的优先级进行运算。2.4 队列        定义: 只允许在一端插入, 在另一端删除。具有先进先出的特点。队列示意图:        时间复杂度:均为O(1)        空间复杂度:链队列多一个指针域,结构性开销较大;循环队列存在浪费空间和溢出问题。使用过程中元素个数变化较大时,用链队列;反之循环队列。        双端队列: 只允许从两端插入、两端删除的线性表。双端队列示意图: 存储结构:        链队列:队头指针指向队头元素的前一个位置,队尾指针指向队尾元素,先进先出。        循环队列:                1)队空:front=rear                2)队满:(rear+1)%QueueSize=front                3)队列元素个数:(队尾-队头+队长)%队长==(rear-front+QueueSize)%QueueSize队列的应用:        1) 树的层次遍历        2) 图的广度优先遍历2.4 数组与特殊矩阵一维数组的存储结构:二维数组的存储结构: 对称矩阵的压缩(行优先):下三角矩阵的压缩(行优先):  上三角(行优先):三对角矩阵的压缩(行优先):稀疏矩阵压缩:十字链表法压缩稀疏矩阵:2.5 串        串,即字符串(String)是由零个或多个字符组成的有限序列。串是一种特殊的线性表,数据元素之间呈线性关系。字符串模式匹配:        1)朴素模式匹配算法        2)KMP算法手算KMP的next数组示意图:求next[2] :求next[3]: 求next[4]: 求next[5]: C语言求KMP的next数组代码示例:void Createnext(char *sub, int *next){ assert(sub != NULL && next != NULL); int j = 2; //模式串的next指针 int k = 0; //next数组的回溯值,初始化为next[1]=0 int lenSub = strlen(sub); assert(lenSub != 0); next[0] = -1; next[1] = 0; while (j < lenSub){ if (sub[j-1] == sub[k]){ next[j] = ++k; j++; } else{ k = next[k]; if (k == -1){ k = 0; next[j] = k; j++; } } }}求nextValue:void nextValue(char *sub, int *next) { int lenSub = strlen(sub); for(int j=2;j<lensub; j++){ if(sub[j]==sub[next[j]]) next[j]=next[next[j]] }}备注:         1) 实现next有多种不同方式, 对应不同的next数组使用        2) 根据实现方式不同, next数组整体+1不影响KMP算法。第三章 树和二叉树3.1 树和森林        定义(树):n(n≥0)个结点(数据元素)的有限集合,当 n=0 时,称为空树。3.1.1 树的基本术语        结点的度:结点所拥有的子树的个数。        叶子结点:度为 0 的结点,也称为终端结点。        分支结点:度不为 0 的结点,也称为非终端结点。        孩子:树中某结点子树的根结点称为这个结点的孩子结点。        双亲:这个结点称为它孩子结点的双亲结点。        兄弟:具有同一个双亲的孩子结点互称为兄弟。        路径:结点序列 n1, n2, …, nk 称为一条由 n1 至 nk 的路径,当且仅当满足结点 ni 是 ni+1 的双亲(1<=i<k)的关系。        路径长度:路径上经过的边的个数。        祖先、子孙:如果有一条路径从结点 x 到结点 y,则 x 称为 y 的祖先,而 y 称为 x 的子孙。        结点所在层数:根结点的层数为 1;对其余结点,若某结点在第 k 层,则其孩子结点在第 k+1 层。        树的深度(高度):树中所有结点的最大层数。        树的宽度:树中每一层结点个数的最大值。        树的度:树中各结点度的最大值。        树的路径长度:  从根到每个结点的路径长度总和        备注: 在线性结构中,逻辑关系表现为前驱——后继,一对一; 在树结构中,逻辑关系表现为双亲——孩子,一对多。        森林: 森林是m(m≥0)棵互不相交的树的集合, m可为0, 即空森林。3.1.2 树的性质        结点数=总度数+1        度为m的树第 i 层至多有 个结点(i≥1)        高度为h的m叉树至多有 个结点        具有n个结点的m叉树的最小高度为 最小高度推理过程图:3.1.3 树与森林的遍历树的遍历:先根遍历(先根后子树)后根遍历(先子树后根)层序遍历森林的遍历:前序遍历(先根, 后子树)中序遍历(先子树后根, 其实就是后序遍历树)区别与联系:         1) 树的前序遍历等价于其树转化二叉树的前序遍历!        2) 树的后序遍历等价于其树转化二叉树的中序遍历!3.1.4 树的存储结构双亲表示法图:孩子表示法图:孩子兄弟表示法图(树/森林转化为二叉树):3.1.5 树转二叉树在树转为二叉树后, 有以下结论:        1) 树的叶子结点数量 = 二叉树左空指针数量(形象理解为树越宽, 兄弟越多, 越是向右长)        2) 树的非叶子结点数量 = 二叉树右空指针-1(非叶子必有儿子, 右指针由儿子提供, -1是根节点多了一个右空指针)3.2 二叉树3.2.1 二叉树的性质斜树:左斜树:所有结点都只有左子树的二叉树右斜树:所有结点都只有右子树的二叉树        满二叉树:所有分支结点都存在左子树和右子树,且所有叶子都在同一层上的二叉树        完全二叉树:在满二叉树中,从最后一个结点开始,连续去掉任意个结点得到的二叉树完全二叉树特点:叶子结点只能出现在最下两层且最下层的叶子结点都集中在二叉树的左面完全二叉树中如果有度为 1 的结点,只可能有一个,且该结点只有左孩子深度为 k 的完全二叉树在 k-1 层上一定是满二叉树在同样结点个数的二叉树中,完全二叉树的深度最小        性质:在二叉树中,如果叶子结点数为 n0,度为 2 的结点数为 n2,则有: n0=n2+1证明: 设 n 为二叉树的结点总数,n1 为二叉树中度为 1 的结点数,则有: n=n0+n1+n2        在二叉树中,除了根结点外,其余结点都有唯一的一个分枝进入,一个度为 1 的结点射出一个分枝,一个度为 2 的结点射出两个分枝,所以有:n=n1+2n2+1        性质:二叉树的第 i 层上最多有个结点(i≥1)        性质:一棵深度为 k 的二叉树中,最多有 个结点        性质:具有 n 个结点的完全二叉树的深度为 向下取整+1 (或向上取整)证明:设具有 n 个结点的完全二叉树的深度为 k,则:≤n  <对不等式取对数,有:k-1 ≤ <k即:<k ≤ +1由于 k 是整数,故必有k= +1         性质:对一棵具有 n 个结点的完全二叉树中从 1 开始按层序编号,对于任意的序号为 i(1≤i≤n)的结点(简称结点 i),有:如果 i>1,则结点 i 的双亲结点的序号为 i/2,否则结点 i 无双亲结点如果 2i≤n,则结点 i 的左孩子的序号为 2i,否则结点 i 无左孩子如果 2i+1≤n,则结点 i 的右孩子的序号为2i+1,否则结点 i 无右孩子        性质:若已知一棵二叉树的前序序列和中序序列,或者中序序列和后序序列,能唯一确定一颗二叉树。 3.2.2 二叉树的遍历        从根结点出发,按照某种次序访问树中所有结点,并且每个结点仅被访问一次。前序遍历(深度优先遍历)中序遍历后序遍历层序遍历(广度优先遍历)3.2.3 二叉树的存储链式存储图:顺序存储图:3.2.4 线索二叉树        利用二叉树中n+1个空指针, 将指针指向结点的前驱和后继。线索二叉树是加上线索的链表结构,  是一种物理结构存储结构:示例图:三种线索化的对比图: 各自特点:3.3 哈夫曼树和哈夫曼编码        带权路径长度(WPL):从根结点到各个叶子结点的路径长度与相应叶子结点权值的乘积之和        最优二叉树(哈夫曼树):给定一组具有确定权值的叶子结点,带权路径长度最小的二叉树特点:权值越大的叶子结点越靠近根结点只有度为 0 和度为 2 的结点,不存在度为 1 的结点构造过程中共新建了n-1个结点, 因此总结点数为2n-1        前缀编码:在一组编码中,任一编码都不是其它任何编码的前缀, 前缀编码保证了在解码时不会有多种可能。         度为m的哈夫曼树: 通过只有度为m和度为0求解非叶子结点 3.4 并查集        存储结构: 双亲表示法        实现功能: 并查(并两个集合, 查根结点)        优化: 小树并到大树, "高树变矮树"(压缩路径)第四章 图        定义:顶点集V和边集E组成,记为G = (V, E)        注意:线性表可以是空表,树可以是空树,但图不可以是空,即V一定是非空集, 边集E可以为空        子图:若图G=(V, E),G'=(V', E'),如果V' 属于 V 且E' 属于E,则称图G'是G的子图4.1 图的基本概念图的分类:        无向边:表示为(vi,vj),顶点vi和vj之间的边没有方向        有向边(弧):表示为<vi,vj>,从vi 到vj 的边有方向, vi为弧尾, vj为弧头        稠密图:边数很多的图        稀疏图:边数很少的图        无向完全图:无向图中,任意两个顶点之间都存在边        有向完全图:有向图中,任意两个顶点之间都存在方向相反的两条弧度、入度和出度:        顶点的度:在无向图中,顶点 v 的度是指依附于该顶点的边数,通常记为TD (v)        顶点的入度:在有向图中,顶点 v 的入度是指以该顶点为弧头的弧的数目,记为ID (v);        顶点的出度:在有向图中,顶点 v 的出度是指以该顶点为弧尾的弧的数目,记为OD (v);        握手定理: 路径:         回路(环):第一个顶点和最后一个顶点相同的路径        简单路径:序列中顶点不重复出现的路径        简单回路(简单环):除第一个和最后一个顶点外,其余顶点不重复出现的回路。        路径长度:非带权图——路径上边的个数        路径长度:带权图——路径上边的权值之和         极大连通子图: 连通的情况下, 包含尽可能多的边和顶点, 也称连通分量        极小连通子图: 删除该子图中任何一条b边, 子图不再连通, 如生成树无向连通图:        连通顶点:在无向图中,如果顶点vi和顶点vj(i≠j)之间有路径,则称顶点vi和vj是连通的        连通图:在无向图中,如果任意两个顶点都是连通的,则称该无向图是连通图        连通分量:非连通图的极大连通子图、连通分量是对无向图的一种划分连通分量示意图:有向强连通图、强连通分量:        强连通顶点:在有向图中,如果从顶点vi到顶点vj和从顶点vj到顶点vi均有路径,则称顶点vi和vj是强连通的        强连通图:在有向图中,如果任意两个顶点都是强连通的,则称该有向图是强连通图        强连通分量:非强连通图的极大连通子图强连通分量示意图: 子图与生成子图:常考点无向图:        所有顶点的度之和=2|E|        若G是连通图,则最少有 n-1 条边(树),若 |E|>n-1,则一定有回路        若G是非连通图,则最多可能有 条边 (n-1个完全图+1个孤点)        无向完全图共有条边有向图:        所有顶点的出度之和=入度之和=|E|        所有顶点的度之和=2|E|        若G是强连通图,则最少有 n 条边(形成回路)        有向完全图共有条边图的遍历:从图中某一顶点出发访问图中所有顶,并且每个结点仅被访问一次。深度优先遍历序列(dfs)广度优先遍历序列(bfs)    备注:  调⽤BFS/DFS函数的次数 = 连通分量数4.2 图的存储结构 邻接矩阵:一维数组:存储图中顶点的信息二维数组(邻接矩阵):存储图中各顶点之间的邻接关系特点:一个图能唯一确定一个邻接矩阵,存储稀疏图时,浪费空间。空间复杂度为: O()。示意图:性质 (行*列) :邻接表:顶点表:所有边表的头指针和存储顶点信息的一维数组边表(邻接表):顶点 v 的所有邻接点链成的单链表示意图:特点:空间复杂度为:O(n+e), 适合存储稀疏图。两者区别:十字链表法图:备注:         1) 十字链表只用于存储有向图        2) 顺着绿色线路找: 找到指定顶点的所有出边        3) 顺着橙色线路找: 找到指定顶点的所有入边        4) 空间复杂度:O(|V|+|E|)邻接多重表图:备注:        1) 邻接多重表只适用于存储无向图        2) 空间复杂度:O(|V|+|E|)四者区别: 4.3 最小生成树        生成树:连通图的生成树是包含全部顶点的一个极小连通子图, 可用DFS和BFS生成。        生成树的代价:在无向连通网中,生成树上各边的权值之和        最小生成树:在无向连通网中,代价最小的生成树        性质: 各边权值互不相等时, 最小生成树是唯一的。边数为顶点数-1生成森林示意图:4.3.1 Prim算法        从某⼀个顶点开始构建⽣成树;每次将代价最⼩的新顶点纳⼊⽣成树,直到所有顶点都纳⼊为⽌。基于贪心算法的策略。        时间复杂度:O(|V|2) 适合⽤于边稠密图。4.3.2 Kruskal 算法(克鲁斯卡尔)        每次选择⼀条权值最⼩的边,使这条边的两头连通(原本已经连通的就不选), 直到所有结点都连通。基于贪心算法的策略。        时间复杂度:O( |E|log2|E| ) 适合⽤于边稀疏图。4.4 最短路径        非带权图: 边数最少的路径(广度优先遍历)        带权图: 边上的权值之和最少的路径4.4.1 Dijkstra算法        时间复杂度:O(n2)        备注: Dijkstra 算法不适⽤于有负权值的带权图4.4.2 Floyd算法核心代码:        时间复杂度:O(n3)        备注: 可以⽤于负权值带权图, 不能解决带有“负权回路”的图三者区别:4.5 有向⽆环图(DAG)描述表达式 (简化前) :描述表达式 (简化后) :4.6 拓扑排序        AOV⽹(Activity On Vertex NetWork,⽤顶点表示活动的⽹): ⽤DAG图(有向⽆环图)表示⼀个⼯程。顶点表示活动,有向边表示活动Vi必须先于活动Vj进⾏如图:拓扑排序的实现:        ① 从AOV⽹中选择⼀个没有前驱(⼊度为0)的顶点并输出。        ② 从⽹中删除该顶点和所有以它为起点的有向边。        ③ 重复①和②直到当前的AOV⽹为空或当前⽹中不存在⽆前驱的顶点为⽌。逆拓扑排序(可用DFS算法实现):        ① 从AOV⽹中选择⼀个没有后继(出度为0)的顶点并输出。        ② 从⽹中删除该顶点和所有以它为终点的有向边。        ③ 重复①和②直到当前的AOV⽹为空备注: 上三角(对角线为0)矩阵, 必不存在环, 拓扑序列必存在, 但拓扑不唯一。(拓扑唯一, 图不唯一)4.7 关键路径        在带权有向图中,以顶点表示事件,以有向边表示活动,以边上的权值表示完成该活动的开销(如完成活动所需的时间),称之为⽤边表示活动的⽹络,简称AOE⽹示意图:        关键活动: 从源点到汇点的有向路径可能有多条,所有路径中,具有最⼤路径⻓度的路径称为 关键路径,⽽把关键路径上的活动称为关键活动。        事件vk的最早发⽣时间: 决定了所有从vk开始的活动能够开⼯的最早时间。        活动ai的最早开始时间: 指该活动弧的起点所表⽰的事件的最早发⽣时间。        事件vk的最迟发⽣时间: 它是指在不推迟整个⼯程完成的前提下,该事件最迟必须发⽣的时间。        活动ai的最迟开始时间: 它是指该活动弧的终点所表示事件的最迟发⽣时间与该活动所需时间之差。        活动ai的时间余量:表⽰在不增加完成整个⼯程所需总时间的情况下,活动ai可以拖延的时间。d(k)=0的活动就是关键活动, 由关键活动可得关键路径。示例图:第五章 查找        静态查找 :不涉及插入和删除操作的查找        动态查找 :涉及插入和删除操作的查找        查找⻓度: 在查找运算中,需要对⽐关键字的次数称为查找⻓度        平均查找长度:衡量查找算法的效率公式:5.1 顺序查找(线性查找):        顺序查找适合于存储结构为顺序存储或链接存储的线性表。  基本思想:从数据结构线形表的一端开始,顺序扫描,依次将扫描到的结点关键字与给定值k相比较,若相等则表示查找成功;若扫描结束仍没有找到关键字等于k的结点,表示查找失败。        时间复杂度: O(n)。有序顺序查找的ASL图:        无序查找失败时的平均查找长度:  n+1次 (带哨兵的情况)5. 2 折半查找:        元素必须是有序的,顺序存储结构。判定树是一颗平衡二叉树, 树高 (由n=-1得来)。        基本思想:用给定值k先与中间结点的关键字比较,中间结点把线形表分成两个子表,若相等则查找成功;若不相等,再根据k与该中间结点关键字的比较结果确定下一步查找哪个子表。        公式:mid=(low+high)/2, 即mid=low+1/2*(high-low);           1)相等,mid位置的元素即为所求           2)>,low=mid+1;                3)<,high=mid-1。        时间复杂度: 二叉判定树的构造:         备注:对于静态查找表,一次排序后不再变化,折半查找能得到不错的效率。但对于需要频繁执行插入或删除操作的数据集来说,不建议使用。失败结点的ASL不是方形结点, 而是其父节点。5.3 分块查找        分块查找,⼜称索引顺序查找。        基本思想:将查找表分为若干子块, 块内的元素可以无序, 块间的元素是有序的, 即前一个快的最大元素小于后一个块的最大元素。再建立索引表, 索引表中的每个元素含有各块的最大关键字和第一个元素的地址。索引表按关键字有序排列。示意图:备注:         1) 设索引查找和块内查找的平均查找⻓度分别为LI、LS,则分块查找的平均查找⻓度为ASL=LI + LS        2) 将长度为n的查找表均匀分为b块, 每块s个记录, 在等概率情况下, 若在块内和索引表中均采用顺序查找, 则平均查找长度为:5.4 二叉排序树        又称二叉查找树(BST,Binary Search Tree), 是具有如下性质的二叉树:左子树结点值 < 根结点值 < 右子树结点值        二叉排序树的插入:  新插入的结点 一定是叶子。二叉排序树的删除        1) 情况一, 删除叶结点, 直接删除        2) 情况二, 待删除结点只有一颗子树, 让子树代替待删除结点        3) 情况三, 待删除结点有左, 右子树, 则令待删除的直接前驱(或直接后继(中序遍历))代替待删除结点。示意图: (30为直接前驱, 60为直接后继)平均查找效率: 主要取决于树的高度。时间复杂度: 5.5 平衡二叉树        简称平衡树(AVL树), 树上任一结点的左子树和右子树的 高度之差不超过1。 结点的平衡因子=左子树高-右子树高。平衡二叉树的插: LL型:RR型:RL型:LR型:        平衡二叉树的删除: 同上考点:        假设以表示深度为h的平衡树中含有的最少结点数。 则有 = 0, = 1, = 2,并且有=  +          时间复杂度: 5.6 红黑树        与AVL树相比, 插入/删除 很多时候不会破坏“红黑”特性,无需频繁调整树的形态。因为AVL是高度差严格要求不超过1, 红黑树高度差不超过2倍, 较为宽泛。定义:        ①每个结点或是红色,或是黑色的        ②根节点是黑色的        ③叶结点(外部结点、NULL结点、失败结点)均是黑色的        ④不存在两个相邻的红结点(即红结点的父节点和孩子结点均是黑色)        ⑤对每个结点,从该节点到任一叶结点的简单路径上,所含黑结点的数目相同        口诀: 左根右,根叶黑 不红红,黑路同示例图:性质:        性质1:从根节点到叶结点的最长路径不大于最短路径的2倍 (红结点只能穿插 在各个黑结点中间)        性质2:有n个内部节点的红黑树高度          结论: 若根节点黑高为h,内部结点数(关键字)最多有 , 最少有示例图:红黑树的插入操作:红黑树的插入示例图:         红黑树的删除: 和“二叉排序树的删除”一样! 具体还是算了吧, 放过自己。。。        时间复杂度: 5.7 B树        B树,⼜称多路平衡查找树,B树中所被允许的孩⼦个数的最⼤值称为B树的阶,通常⽤m表示。 m阶B树的特性:        1)树中每个结点⾄多有m棵⼦树,即⾄多含有m-1个关键字。        2)若根结点不是终端结点,则⾄少有两棵⼦树。        3)除根结点外的所有⾮叶结点⾄少有 棵⼦树,即⾄少含有个关键字。         4) 所有的叶结点都出现在同⼀层次上,并且不带信息, ( 指向这些结点的指针为空 ) 。        5) 最小高度:    (n为关键字, 注意区分结点)        6) 最大高度:         7) 所有⼦树⾼度要相同        8) 叶结点对应查找失败的情况, 即n个关键字有n+1个叶子结点示例图: B树的插入(5阶为例):B树的删除:        1) 若被删除关键字在终端节点,则直接删除该关键字 (要注意节点关键字个数是否低于下限 ⌈m/2⌉ − 1)        2) 若被删除关键字在⾮终端节点,则⽤直接前驱或直接后继来替代被删除的关键字 删除77:删除38:删除90:        3) 若被删除关键字所在结点删除前的关键字个数低于下限,且此时与该结点相邻的左、右兄弟结 点的关键字个数均=⌈m/2⌉ − 1,则将关键字删除后与左(或右)兄弟结点及双亲结点中的关键字进⾏合并 删除49: 5.8 B+树⼀棵m阶的B+树需满⾜下列条件        1)每个分⽀结点最多有m棵⼦树(孩⼦结点)。        2)⾮叶根结点⾄少有两棵⼦树,其他每个分⽀结点⾄少有 ⌈m/2⌉ 棵⼦树。        3)结点的⼦树个数与关键字个数相等。        4)所有叶结点包含全部关键字及指向相应记录的指针,叶结点中将关键字按⼤⼩顺序排列,并且相邻叶结点按⼤⼩顺序相互链接起来        5)所有分⽀结点中仅包含它的各个⼦结点中关键字的最⼤值及指向其⼦结点的指针。所有⾮叶结点仅起索引作⽤,        6) 所有⼦树⾼度要相同B+树示例图:B+树与B树的对比图:5.9 哈希表(Hash)        根据数据元素的关键字 计算出它在散列表中的存储地址。        哈希函数: 建⽴了“关键字”→“存储地址”的映射关系。        冲突(碰撞):在散列表中插⼊⼀个数据元素时,需要根据关键字的值确定其存储地址,若 该地址已经存储了其他元素,则称这种情况为“冲突(碰撞)”        同义词:若不同的关键字通过散列函数映射到同⼀个存储地址,则称它们为“同义词”        复杂度分析:对于无冲突的Hash表而言,查找复杂度为O(1) 5.9.1 构造哈希函数        1) 除留余数法 —— H(key) = key % p, 取⼀个不⼤于m但最接近或等于m的质数p        适⽤场景:较为通⽤,只要关键字是整数即可        2) 直接定址法 —— H(key) = key 或 H(key) = a*key + b        适⽤场景:关键字分布基本连续        3) 数字分析法 —— 选取数码分布较为均匀的若⼲位作为散列地        适⽤场景:关键字集合已知,且关键字的某⼏个数码位分布均匀        4) 平⽅取中法(二次探测法)——取关键字的平⽅值的中间⼏位作为散列地址        适⽤场景:关键字的每位取值都不够均匀。5.9.2 处理冲突拉链法示意图:开放定址法:        1) 线性探测法        2) 平⽅探测法        3) 双散列法        4) 伪随机序列法示意图:        删除操作: 采用开放定址法时, 只能逻辑删除。        装填因子: 表中记录数 / 散列表长度 。        备注: 平均查找长度的查找失败包含不放元素的情况。(特殊: 根据散列函数来算: 2010真题)        聚集: 处理冲突的方法选取不当,而导致不同关键字的元素对同一散列地址进行争夺的现象第六章 排序        稳定 :如果a原本在b前面,而a=b,排序之后a仍然在b的前面;        内排序 :所有排序操作都在内存中完成;        外排序 :由于数据太大,因此把数据放在磁盘中,而排序通过磁盘和内存的数据传输才能进行。参考博客:超详细十大经典排序算法总结(java代码)c或者cpp的也可以明白_Top_Spirit的博客-CSDN博客6.1 直接插入排序动图演示:         优化: 折半插入排序6.2 希尔排序        又称缩小增量排序, 先将待排序表分割成若⼲形如 L[i, i + d, i + 2d,…, i + kd] 的“特殊”⼦表,对各个⼦表分别进⾏直接插⼊排序。缩⼩增量d,重复上述过程,直到d=1为⽌。建议每次将增量缩⼩⼀半。示例图:6.3 冒泡排序动图演示:6.4 快速排序算法思想:        1) 在待排序表L[1…n]中任取⼀个元素pivot作为枢轴(或基准)        2) 通过⼀趟排序将待排序表划分为独⽴的两部分L[1…k-1]和L[k+1…n],使得L[1…k-1]中的所有元素⼩于pivot,L[k+1…n]中的所有元素⼤于等于 pivot,则pivot放在了其最终位置L(k)上,这个过程称为⼀次“划分”。        3) 然后分别递归地对两个⼦表重复上述过程,直每部分内只有⼀个元素或空为⽌,即所有元素放在了其最终位置上。示例图:  6.5 简单选择排序        算法思想: 每⼀趟在待排序元素中选取关键字最⼩的元素加⼊有序⼦序列。动画演示:6.6 堆排序        ⼤根堆: 若满⾜:L(i)≥L(2i)且L(i)≥L(2i+1) (1 ≤ i ≤n/2 )        ⼩根堆: 若满⾜:L(i)≤L(2i)且L(i)≤L(2i+1) (1 ≤ i ≤n/2 )大根堆示例图:6.6.1 建立大根堆        思路:从开始, 把所有⾮终端结点都检查⼀遍,是否满足大根堆的要求,如果不满⾜,则进⾏调整。若元素互换破坏了下⼀级的堆,则采⽤相同的方法继续往下调整(⼩元素不断“下坠”)小元素下坠示例图:          结论: 建堆的过程,关键字对⽐次数不超过4n,建堆时间复杂度=O(n)6.6.2 堆的插入与删除        插入: 将新增元素放到表尾, 而后根据大小根堆进行上升调整。        删除: 被删除的元素⽤堆底元素替代,然后让该 元素不断“下坠”,直到⽆法下坠为⽌排序动图演示:6.7 归并排序        该算法是采用分治法, 把两个或多个已经有序的序列合并成⼀个。2路归并图:        结论:n个元素进⾏k路归并排序,归并趟数= 6.8 基数排序 (低位优先)        基数排序是非比较的排序算法,对每一位进行排序,从最低位开始排序,复杂度为O(kn),为数组长度,k为数组中的数的最大的位数;动图演示:         时间复杂度: ⼀趟分配O(n),⼀趟收集O(r),总共 d 趟分配、收集,总的时间复杂度=O(d(n+r)) , 其中把d为关键字拆 为d个部分, r为每个部分可能 取得 r 个值。基数排序适用场景:        ①数据元素的关键字可以⽅便地拆分为 d 组,且 d 较⼩        ②每组关键字的取值范围不⼤,即 r 较⼩        ③数据元素个数 n 较⼤如:内部排序总结:         基本有序:  直接插入(比较最少), 冒泡(趟数最少)6.9 外部排序        数据元素太多,⽆法⼀次全部读⼊内存进⾏排序, 读写磁盘的频率成为衡量外部排序算法的主要因素。示例图:多路归并:        结论: 采⽤多路归并可以减少归并趟数,从⽽减少磁盘I/O(读写)次数。对 r 个初始归并段,做k路归并,则归并树可⽤ k 叉树表示 若树⾼为h,则归并趟数 = h-1 = 。K越大, r越小, 读写磁盘次数越少。(缺点: k越大, 内部排序时间越大)6.9.1 败者树        使⽤k路平衡归并策略,选出⼀个最小元素需要对⽐关键字 (k-1)次,导致内部归并所需时间增加。因此引入败者树。示例图:        结论: 对于 k 路归并,第⼀次构造败者 树需要对⽐关键字 k-1 次 , 有了败者树,选出最⼩元素,只需对⽐关键字次6.9.2 置换-选择排序        使用置换-选择排序可以减少初始化归并段。示意图: 6.9.3 最佳归并树原理图:        注意:对于k叉归并,若初始归并段的数量⽆法构成严格的 k 叉归并树, 则需要补充⼏个⻓度为 0 的“虚段”,再进⾏ k 叉哈夫曼树的构造。示例图: 添加虚段数目: 难点:结束!  !  !注: 以上部分图片素材来自王道数据结构我要的图文并茂关注

最新推荐

recommend-type

北大数据结构的讲义ppt

例如,高度为k的二叉树最多有2k+1 - 1个结点,完全二叉树可以顺序存储。树的操作包括遍历、求高度、复制和构建,而堆是一种特殊类型的树,可以用于排序和优化算法。 字符串作为一维字符序列,是数据结构中另一个...
recommend-type

1_ISP_MASTER_V1.0.0.7z

1_ISP_MASTER_V1.0.0.7z
recommend-type

基于springboot+vue的电影订票购票系统的设计与实现(编号:890561102).zip

基于springboot+vue的电影订票购票系统的设计与实现(编号:890561102)
recommend-type

路面缝隙识别数据集-YOLO项目格式.zip

自己制作的,格式很规范,标注准确,YOLO系列项目均可使用。
recommend-type

软件开发应用报告模板PPT课件.ppt

软件开发应用报告模板PPT课件.ppt
recommend-type

iBatisNet基础教程:入门级示例程序解析

iBatisNet是一个流行的.NET持久层框架,它提供了数据持久化层的解决方案。这个框架允许开发者通过配置文件或XML映射文件来操作数据库,从而将数据操作与业务逻辑分离,提高了代码的可维护性和扩展性。由于它具备与Java领域广泛使用的MyBatis类似的特性,对于Java开发者来说,iBatisNet易于上手。 ### iBatisNet入门关键知识点 1. **框架概述**: iBatisNet作为一个持久层框架,其核心功能是减少数据库操作代码。它通过映射文件实现对象与数据库表之间的映射,使得开发者在处理数据库操作时更加直观。其提供了一种简单的方式,让开发者能够通过配置文件来管理SQL语句和对象之间的映射关系,从而实现对数据库的CRUD操作(创建、读取、更新和删除)。 2. **配置与初始化**: - **配置文件**:iBatisNet使用配置文件(通常为`SqlMapConfig.xml`)来配置数据库连接和SQL映射文件。 - **环境设置**:包括数据库驱动、连接池配置、事务管理等。 - **映射文件**:定义SQL语句和结果集映射到对象的规则。 3. **核心组件**: - **SqlSessionFactory**:用于创建SqlSession对象,它类似于一个数据库连接池。 - **SqlSession**:代表一个与数据库之间的会话,可以执行SQL命令,获取映射对象等。 - **Mapper接口**:定义与数据库操作相关的接口,通过注解或XML文件实现具体方法与SQL语句的映射。 4. **基本操作**: - **查询(SELECT)**:使用`SqlSession`的`SelectList`或`SelectOne`方法从数据库查询数据。 - **插入(INSERT)**:使用`Insert`方法向数据库添加数据。 - **更新(UPDATE)**:使用`Update`方法更新数据库中的数据。 - **删除(DELETE)**:使用`Delete`方法从数据库中删除数据。 5. **数据映射**: - **一对一**:单个记录与另一个表中的单个记录之间的关系。 - **一对多**:单个记录与另一个表中多条记录之间的关系。 - **多对多**:多个记录与另一个表中多个记录之间的关系。 6. **事务处理**: iBatisNet不会自动处理事务,需要开发者手动开始事务、提交事务或回滚事务。开发者可以通过`SqlSession`的`BeginTransaction`、`Commit`和`Rollback`方法来控制事务。 ### 具体示例分析 从文件名称列表可以看出,示例程序中包含了完整的解决方案文件`IBatisNetDemo.sln`,这表明它可能是一个可视化的Visual Studio解决方案,其中可能包含多个项目文件和资源文件。示例项目可能包括了数据库访问层、业务逻辑层和表示层等。而`51aspx源码必读.txt`文件可能包含关键的源码解释和配置说明,帮助开发者理解示例程序的代码结构和操作数据库的方式。`DB_51aspx`可能指的是数据库脚本或者数据库备份文件,用于初始化或者恢复数据库环境。 通过这些文件,我们可以学习到如何配置iBatisNet的环境、如何定义SQL映射文件、如何创建和使用Mapper接口、如何实现基本的CRUD操作,以及如何正确地处理事务。 ### 学习步骤 为了有效地学习iBatisNet,推荐按照以下步骤进行: 1. 了解iBatisNet的基本概念和框架结构。 2. 安装.NET开发环境(如Visual Studio)和数据库(如SQL Server)。 3. 熟悉示例项目结构,了解`SqlMapConfig.xml`和其他配置文件的作用。 4. 学习如何定义和使用映射文件,如何通过`SqlSessionFactory`和`SqlSession`进行数据库操作。 5. 逐步实现增删改查操作,理解数据对象到数据库表的映射原理。 6. 理解并实践事务处理机制,确保数据库操作的正确性和数据的一致性。 7. 通过`51aspx源码必读.txt`学习示例项目的代码逻辑,加深理解。 8. 在数据库中尝试运行示例程序的SQL脚本,观察操作结果。 9. 最后,尝试根据实际需求调整和扩展示例程序,加深对iBatisNet的掌握。 ### 总结 iBatisNet是一个为.NET环境量身定制的持久层框架,它使数据库操作变得更加高效和安全。通过学习iBatisNet的入门示例程序,可以掌握.NET中数据持久化的高级技巧,为后续的复杂数据处理和企业级应用开发打下坚实的基础。
recommend-type

【Dify工作流应用搭建指南】:一站式掌握文档图片上传系统的构建与优化

# 1. Dify工作流应用概述 在现代IT行业中,工作流自动化逐渐成为推动效率和减少人为错误的关键因素。本章将介绍Dify工作流应用的基本概念、核心优势以及应用场景,以助于理解其在企业流程中的重要性。 ## 工作流的定义与重要性 工作流是一系列按照既定顺序完成任务的过程,它旨在实现任务分配、管理和监控的自动化。在企业环境中,工作流应用可以提高任务执行效率、降低
recommend-type

Tree-RAG

<think>我们正在讨论Tree-RAG技术,需要结合用户提供的引用和之前对话中的技术背景。用户之前的问题是关于电力行业设备分析报告中Fine-tuned LLM与RAG的结合,现在转向Tree-RAG技术原理、应用场景及与传统RAG的对比。 根据引用[1]和[4]: - 引用[1]提到GraphRAG与传统RAG的7大区别,指出GraphRAG有更好的数据扩展性,但索引创建和查询处理更复杂。 - 引用[4]提到RAPTOR(Recursive Abstractive Processing for Tree-Organized Retrieval),这是一种Tree-RAG的实现,通过层次
recommend-type

VC数据库实现员工培训与仓库管理系统分析

### VC数据库实例:员工培训系统、仓库管理系统知识点详解 #### 员工培训系统 员工培训系统是企业用来管理员工教育和培训活动的平台,它使得企业能够有效地规划和执行员工的培训计划,跟踪培训进程,评估培训效果,并且提升员工的技能水平。以下是员工培训系统的关键知识点: 1. **需求分析**:首先需要了解企业的培训需求,包括员工当前技能水平、岗位要求、职业发展路径等。 2. **课程管理**:系统需要具备创建和管理课程的能力,包括课程内容、培训方式、讲师信息、时间安排等。 3. **用户管理**:包括员工信息管理、培训师信息管理以及管理员账户管理,实现对参与培训活动的不同角色进行有效管理。 4. **培训进度跟踪**:系统能够记录员工的培训情况,包括参加的课程、完成的课时、获得的证书等信息。 5. **评估系统**:提供考核工具,如考试、测验、作业提交等方式,来评估员工的学习效果和知识掌握情况。 6. **报表统计**:能够生成各种统计报表,如培训课程参与度报表、员工培训效果评估报表等,以供管理层决策。 7. **系统集成**:与企业其它信息系统,如人力资源管理系统(HRMS)、企业资源规划(ERP)系统等,进行集成,实现数据共享。 8. **安全性设计**:确保培训资料和员工信息的安全,需要有相应的权限控制和数据加密措施。 #### 仓库管理系统 仓库管理系统用于控制和管理仓库内部的物资流转,确保物资的有效存储和及时供应,以及成本控制。以下是仓库管理系统的关键知识点: 1. **库存管理**:核心功能之一,能够实时监控库存水平、跟踪库存流动,预测库存需求。 2. **入库操作**:系统要支持对物品的接收入库操作,包括物品验收、编码、上架等。 3. **出库操作**:管理物品的出库流程,包括订单处理、拣货、打包、发货等环节。 4. **物料管理**:对物料的分类管理、有效期管理、质量状态管理等。 5. **仓库布局优化**:系统应具备优化仓库布局功能,以提高存储效率和拣选效率。 6. **设备管理**:管理仓库内使用的各种设备,如叉车、货架、输送带等的维护和调度。 7. **数据报表**:生成各类数据报表,如库存报表、周转报表、成本报表等,提供管理决策支持。 8. **条码与RFID技术**:通过条码扫描或RFID技术,实现仓库作业的自动化和快速识别。 9. **系统集成**:与供应链管理系统(SCM)、制造执行系统(MES)、订单管理系统等进行集成,提升整个供应链的效率。 #### 文件名称列表解读 1. **第04章仓库管理系统**:这部分内容很可能是整个培训或教学材料中关于仓库管理系统的核心章节。它可能详细介绍了仓库管理系统的功能模块、操作流程、数据结构、安全性和维护等内容。 2. **第03章员工培训系统**:这一章节专注于讲解员工培训系统的设计和实施。可能包含培训系统的架构设计、用户交互设计、数据库设计、安全性考虑、系统测试及案例分析等。 通过对以上系统的学习和应用,可以理解IT系统在企业管理中所扮演的角色,提升企业管理效率和员工技能水平。同时,掌握这些系统的设计与实现,对于IT专业人员来说具有重要的实践价值。
recommend-type

【IFIX 4.5 MB1 驱动更新深度解析】:专家分享关键步骤,避免更新陷阱

# 摘要 本文全面介绍了IFIX 4.5 MB1驱动更新的各个方面,包括技术基础、更新的必要性、实践步骤、避免更新陷阱的策略和案例分析。首先概述了IFIX 4.5 MB1的驱动更新概览和技术架构,强调了更新对于提升系统性能和安全性的重要性。然后,具体阐述了更新前的准备、具体操作步骤以及更新后的验证和问题处理。为规避风险,文章接着提出风险评估、预防措施以及更新后的监控和维护方法。最后,通过成功和失败的案例分析,提供了实用的专