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Estrutura de Dados Carlos Eduardo Batista

Centro de Informática - UFPB

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Estruturas de Dados

Árvores (parte 3)

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Árvores

Organização dos dados: ◦ Linear:

Listas, pilhas, filas.

Relação sequencial.

◦ Não-linear:

Outros tipos de relação entre dados;

Hierarquia;

Árvores

Grafos.

3

Árvores

Estrutura não-linear que representa uma relação de hierarquia

Exemplo:

◦Árvore de diretórios;

◦Árvore genealógica.

4

Árvores

Caracterização de uma árvore: ◦ Composta por um conjunto de nós

◦ Existe um nó r, chamado nó raiz

Este nó contém zero ou mais sub-árvores, cujas raízes são ligadas diretamente a r

Os nós raízes das sub-árvores são ditos filhos do nó pai r ◦ “Nós” que não têm filhos são chamados de folhas

É tradicional desenhar as árvores com a raiz para cima e folhas para baixo

5

Árvores 6

raiz

A B C D …

Sub-árvores do

nó raiz

Filhos de C Filhos de A

Árvores

O número de sub-árvores de um nó determina o “grau de saída“ desse nó. Ou seja, a quantidade de filhos.

Grau Máximo, ou grau da árvore ◦ Maior grau de seus nós.

Nós que não tem grau (grau == 0), são denominados de nó folha

Para identificar os nós de uma estrutura, usamos a relação de hierarquia existente em uma árvore genealógica ◦ Filho, pai, neto, irmão

7

Árvores

Nível ◦ Representa a distância de um nó até a raiz

◦ O nó de maior nível nos fornece a altura

◦ Só existe um caminho da raiz para qualquer nó

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nível 0

nível 1

nível 2

nível 3

Árvores

Árvore cheia ◦ Árvore com número máximo de nós.

◦ Uma árvore de grau d tem número máximo de nós se cada nó, com exceção das folhas, tem grau d.

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Árvores Binárias

◦Tipo de árvore em que seus nós possuem no máximo duas sub-árvores

Árvore de grau máximo igual a 2

◦As duas sub-árvores de cada nó são denominadas:

sub-árvore esquerda

sub-árvore direita

Árvore binária completa

◦Árvore em que cada nó possui dois filhos, exceto o nó folha.

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Árvores Binárias

11

A

B C

D E F

G

Nivel 1

Nivel 2

Nivel 3

Raízes das sub-árvores

Raiz

Esquerda Direita

Grau máximo: 02

Folhas

Árvores Binárias

A maioria das funções de manipulação de árvores são implementadas de forma recursiva

Que operações serão necessárias? Criação/Iniciliazação da árvore Cria nó raiz Árvore vazia Imprimir a árvore Inserir filho esquerdo Inserir filho direito Remover um determinado nó

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Árvores Binárias

Percurso ◦Um percurso define a ordem em que os nós de uma árvore serão processados

Tipos de percurso: ◦Pré-ordem Utiliza o nó

Percorre a sub-árvore esquerda

Percorre a sub-árvore direita

◦In-ordem Percorre a sub-árvore esquerda

Utiliza o nó

Percorre a sub-árvore direita

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Árvores Binárias 14

A

B C

D E GF

Pré-ordem:

In-ordem

Pós-ordem

ABDECFG

DBEAFCG

DEBFGCA

Árvores binárias de pesquisa

1. Todas as chaves da subárvore esquerda são menores que a chave da raiz.

2. Todas as chaves da subárvore direita são maiores que a chave raiz.

3. As subárvores direita e esquerda são também Árvores Binárias de Busca.

15

Árvores binárias de pesquisa 16


Solução para implementação da busca binária encadeada.

Busca binária sequencial: ◦ Cada comparação na busca binária reduz o número de possíveis candidatos por uma fator de 2. Sendo assim, o número máximo de comparações da chave é aproximadamente log2N.

Árvore binária de pesquisa: ◦ Quando a árvore tem altura mínima possui o mesmo comportamento.

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Implementação: ◦ Mudança nos métodos:

Busca (pesquisa);

Inserção

Remoção

Exibição só in-ordem

18


t_no * busca(t_arvore tree, t_elemento dado)

{

t_no* achou;

if (tree == NULL)

return NULL;

if (compara(tree->dado, dado)==0)

return tree;

achou = busca(tree->esq, dado);

if (achou == NULL)

achou = busca(tree->dir, dado);

return achou;

}


t_no * busca(t_arvore tree, t_elemento dado)

{

if (tree == NULL)

return NULL;


return tree;

if (compara(tree->dado, dado)>0)

return busca(tree->esq, dado);

else

return busca(tree->dir, dado);

}


t_no * buscaSetPai(t_arvore tree, t_elemento dado, t_no ** pai)

{

if (tree == NULL) {

*pai = NULL;

return NULL;

}


return tree;

if (compara(tree->dado, dado)>0) {

*pai = tree;

return buscaSetPai(tree->esq, dado, pai);

}

else {

*pai = tree;

return buscaSetPai(tree->dir, dado, pai);

}

}


int inserir (t_arvore *tree, t_elemento item)

{

int ok;

// se a raiz for nula, entao insere na raiz

if (*tree == NULL) {

*tree = criar();

if (*tree == NULL)

return 0;

(*tree)->dado = item;

return 1;

}

if (compara((*tree)->dado, item)<0)

ok = inserir (&((*tree)->dir), item);

else

if (compara((*tree)->dado, item)>0)

ok = inserir (&((*tree)->esq), item);

else

ok = 0;

return ok;

}


Remoção ◦ Nó a ser removido não possui filhos:

Remove-se o nó e a ligação do pai com o filho é anulada.

◦ Nó a ser removido possui apenas 1 filho:

Remove-se o nó e o pai passa a apontar para o ex-neto, que agora vira filho.

◦ Nó a ser removido possui dois filhos:

Obtém-se o sucessor do nó. O sucessor vai para o lugar do no a ser excluído. O pai do sucessor, aponta agora para o ex-neto. O sucessor->dir passa a apontar para onde o no->dir apontava.

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Sucessor: ◦ Menor nó do conjunto de nós maiores que o nó atual.

Antecessor: ◦ Maior nó do conjunto de nós menores que o nó atual.

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int remover (t_arvore *tree, t_elemento item) {

t_no *no, // no aponta para o no a ser removido

*pai, // pai aponta para o pai do no

*sub, // sub aponta que ira substituir o no no

*paiSuce, // pai do no sucessor

*suce; // sucessor do no no

no = *tree; pai=NULL;

no = buscaSetPai(*tree, item, &pai); // procura o no a ser removido, e seta o seu pai.

if (no==NULL)

return 0; // a chave nao existe na arvore, nao conseguiu remover

if (no->esq == NULL) // ver os dois primeiros casos, o no tem um filho no maximo

sub = no->dir;

else {

if (no->dir == NULL)

sub = no->esq;

else { // caso em que o no tem dois filhos

}}

// insere sub na posicao ocupada anteriormente por no

if (pai == NULL) // no eh a raiz, nao tem pai

*tree = sub;

else // verifica se o no eh o filho da esquerda ou da direita

if (no == pai->esq)

pai->esq = sub;

else

pai->dir = sub;

free(no); // libera o no

return 1; // verdadeiro, conseguiu remover

}


else { // caso em que o no tem dois filhos

paiSuce=no;

sub = no->dir;

suce = sub->esq; // suce eh sempre o filho esq de sub

while (suce != NULL) {

paiSuce = sub;

sub = suce;

suce = sub->esq;

}

// neste ponto, sub eh o sucessor em ordem de no

if (paiSuce != no) {

// no nao e o pai de sub, e sub == paiSuce->esq

paiSuce->esq = sub->dir;

// remove o no sub de sua atual posicao e o

// substitui pelo filho direito de sub

// sub ocupa o lugar de no

sub->dir = no->dir;

}

// define o filho esquerdo de sub de modo que sub

// ocupe o lugar de no

sub->esq = no->esq;

}

Árvore binária estrita

Todo nó não folha possui filhos a esquerda e a direita = Árvore Binária Estrita

Uma árvore binária estrita com n folhas sempre contém 2n-1 nós

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Árvores binárias

Árvore binária cheia de nível d: árvore binária estrita com todas as folhas no nível d

Árvore binária completa de nível d: uma árvore binária estrita com todas as folhas no nível d ou no nível d-1

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Árvores binárias 30

D E

B

H I

F G

C

A

H I

D

J K

E

B

L M

F

N O

G

C

A

Completa Cheia

Árvores binárias

O total de nós n em uma árvore binária cheia de altura d é a soma do número de nós a cada nível

n = 20 + 21 + 22 + ..... + 2d = Ʃ 2j

n = 2d+1 -1 d = log (n+1) –1

número de folhas de uma árvore cheia com n nós

2d = 2log(n+1)-1 = 2log(n+1) = n+1 2 2

31

Árvores binárias 32

H I

D

J K

E

B

L M

F

N O

G

C

A

Árvore Binária Cheia de altura 3 23+1-1 = 15 nós

Árvores binárias

Seja T uma árvore binária completa com n nós, então sua altura h = log2n

Seja T’ a árvore obtida pela remoção dos k nós do último nível

T’ é cheia já que T só tinha folhas no último e no penúltimo nível (definição de completa)

nós de T’

n’ = n - k = 2d +1 -1 , onde d é a altura de T’

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Árvores AVL

Os algoritmos convencionais podem gerar árvores degeneradas ou ótimas ◦ Árvores de crescimento irrestrito

Árvores AVL (Adelson-Velskki & Landis) ◦ Árvores de busca binária auto-balanceada ◦ Nesse tipo de árvore, as alturas das duas sub-

árvores a partir de cada nó difere no máximo em uma unidade.

◦ Mesmo depois de inclusões e exclusões o custo se mantem O (log n) onde n é o numero de nós

◦ Inserções e eliminações podem requerer o rebalanceamento da árvore, exigindo uma ou mais rotações.

34

Árvores AVL 35

Árvores AVL

Dizemos que uma árvore está balanceada em altura (ou profundidade) quando, para cada nó, a diferença entre as alturas de suas sub-árvores é igual a -1, 0 ou 1.

36

Árvores AVL 37

Árvores AVL

Fator de equilíbrio de um nó

Fe(A) = hEsq – hDir

Fe(A) = 2 – 3 = -1

Fe(C) = 2 – 1 = 1

AVL Fe(N) {-1, 0, +1}; N

38

Árvores AVL

Fe(A) = 2 – 3 = -1 Fe(B) = 1 – 1 = 0 Fe(C) = 2 – 1 = 1 Fe(D) = 0 – 0 = 0 Fe(E) = 0 – 0 = 0 Fe(F) = 1 – 1 = 0 Fe(G) = 0 – 0 = 0 Fe(H) = 0 – 0 = 0 Fe(I) = 0 – 0 = 0

39

Árvores AVL 40

Com base na tabela acima, se tivéssemos 1.048.575 elementos, poderíamos armazená-los em uma árvore binária perfeitamente balanceada com 20 níveis. Em outras palavras, poderíamos localizar um elemento qualquer dentro dessa árvore com apenas 20 comparações.

Árvores AVL

O que pode acontecer quando um novo nó é inserido numa árvore balanceada ?

Dada uma raiz r com subárvores L (left) e R (right), e supondo que a inserção deve ser feita na sub-árvore da esquerda. Podemos distriguir 3 casos: ◦ Se hL = hR, então L e R ficam com alturas

diferentes mas continuam balanceadas. ◦ Se hL < hR, então L e R ficam com alturas iguais e

balanceamento foi melhorado. ◦ Se hL > hR, então L fica ainda maior e

balanceamento foi violado.

41

Árvores AVL

Inserindo em H ou I, dois casos ◦ Em H: Fe(F) = 1, Fe(C) = 2, F(A) = -2

◦ Em I: Fe(F) = -1, Fe(C) = 2, F(A) = - 2

Inserir e depois rotacionar visto ser necessário alguns ajustes, tal que: ◦ Continue ABB

◦ Continue balanceada

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Árvores AVL

Rotação simples ◦ Uma rotação simples ocorre quando um nó está desbalanceado e seu filho estiver no mesmo sentido da inclinação, formando uma linha reta.

Rotação dupla ◦ Ocorre quando um nó estiver desbalanceado e seu filho estiver inclinado no sentido inverso ao pai, formando um “joelho”.

43

Árvores AVL

Rotação à direita ◦ Numa árvore binária basta empurrar o nó N para baixo e para a direita. O filho à esquerda de N o substitui, e o filho à direita do filho à esquerda vem a ser o novo filho à esquerda de N. Segue pseudocódigo:

Seja Y o filho à esquerda de X

Torne X o filho à direita de Y

Torne o filho à direita de Y o filho à esquerda de X.

45

Árvores AVL

Rotação à esquerda ◦ Em uma árvore binária, basta empurrar o nó N para baixo e para a esquerda. O filho à direita de N o substitui, e o filho à esquerda do filho à direita vem a ser o novo filho à direita de N. Segue pseudocódigo:

Seja Y o filho à direita de X

Torne X filho à esquerda de Y

Torne o filho à esquerda de Y o filho à direita de X.

46

Árvores AVL 47

Árvores AVL 48

void roda_dir(ARVORE p)

{

ARVORE q, temp;

q = p->esq;

temp = q->dir;

q->dir = p;

p->esq = temp;

p = q;

}

Árvores AVL 49

8

4

2

3

6

10

q

temp

8

9

14

q

temp

12

temp

q

p

Árvores AVL 50

8

4

2

3

6

10

p

q

temp

Árvores AVL 51

8

4

2

3

6

10

p

q

temp

8

4

2

3

6

10

p

q

temp

Árvores AVL 52

8

4

2

3

6

10

Árvores AVL 53

Árvores AVL 54

55

Rotação simples à esquerda

Rotação simples à direita

Árvores AVL 57

Exercícios 58

Balancear

Próximas aulas

Árvores AVL (continuação)

Árvores B e B+

Heap

59

2ª. Prova – 20/03

Reposição – 25/03

Final – 27/03

2º. Trabalho – Deadline 22/03 23h59 GMT-3

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Referências

Notas de Aula do Prof. Bruno B. Boniati

Notas de Aula do Prof. João Luís Garcia Rosa

Notas de Aula do Prof. Derzu Omaia

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https://code.google.com/p/learnc/

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