Splay伸展树学习笔记

Splay伸展树

有篇Splay入门必看文章 —— CSDN链接

经典引文

空间效率：O(n)

时间效率：O(log n)插入、查找、删除

创造者：Daniel Sleator 和 Robert Tarjan

优点：每次查询会调整树的结构，使被查询频率高的条目更靠近树根。

Tree Rotation

树的旋转是splay的基础，对于二叉查找树来说，树的旋转不破坏查找树的结构。

Splaying

Splaying是Splay Tree中的基本操作，为了让被查询的条目更接近树根，Splay Tree使用了树的旋转操作，同时保证二叉排序树的性质不变。

Splaying的操作受以下三种因素影响：

• 节点x是父节点p的左孩子还是右孩子
• 节点p是不是根节点，如果不是
• 节点p是父节点g的左孩子还是右孩子

同时有三种基本操作：

Zig Step

当p为根节点时，进行zip step操作。

当x是p的左孩子时，对x右旋；

当x是p的右孩子时，对x左旋。

Zig-Zig Step

当p不是根节点，且x和p同为左孩子或右孩子时进行Zig-Zig操作。

当x和p同为左孩子时，依次将p和x右旋；

当x和p同为右孩子时，依次将p和x左旋。

Zig-Zag Step

当p不是根节点，且x和p不同为左孩子或右孩子时，进行Zig-Zag操作。

当p为左孩子，x为右孩子时，将x左旋后再右旋。

当p为右孩子，x为左孩子时，将x右旋后再左旋。

应用

Splay Tree可以方便的解决一些区间问题，根据不同形状二叉树先序遍历结果不变的特性，可以将区间按顺序建二叉查找树。

每次自下而上的一套splay都可以将x移动到根节点的位置，利用这个特性，可以方便的利用Lazy的思想进行区间操作。

对于每个节点记录size，代表子树中节点的数目，这样就可以很方便地查找区间中的第k小或第k大元素。

对于一段要处理的区间[x, y]，首先splay x-1到root，再splay y+1到root的右孩子，这时root的右孩子的左孩子对应子树就是整个区间。

这样，大部分区间问题都可以很方便的解决，操作同样也适用于一个或多个条目的添加或删除，和区间的移动。

自学笔记

今天开始自己动手写Splay。身边的小伙伴大多是用下标和数组来维系各个结点的联系，但是我还是一如既往的喜欢C++的指针(❤ ω ❤)。

结点以一个struct结构体的形式存在。

struct node {
    int value;
    node *father;
    node *son[];

    node (int v = , node *f = NULL) {
        value = v;
        father = f;
        son[] = NULL;
        son[] = NULL;
    }
};

其中，son[0]代表左儿子，son[1]代表右儿子。

用一个函数来判断子节点是父节点的哪个儿子。

inline bool son(node *f, node *s) {
    return f->son[] == s;
}

返回值就是son[]数组的下标，这个函数很方便。

最关键的是旋转操作，有别于常见的zig,zag旋转，我喜欢用一个函数实现其两者的功能，即rotate(x)代表将x旋转到其父节点的位置上。

inline void rotate(node *t) {
    node *f = t->father;
    node *g = f->father;
    bool a = son(f, t), b = !a;
    f->son[a] = t->son[b];
    if (t->son[b] != NULL)
        t->son[b]->father = f;
    t->son[b] = f;
    f->father = t;
    t->father = g;
    if (g != NULL)
        g->son[son(g, f)] = t;
    else
        root = t;
}

函数会自行判断x实在父节点的左儿子上还是右儿子上，并自动左旋或右旋。这里要注意改变祖父结点的儿子指针，以及结点的父亲指针，切忌马虎漏掉。同时还要事先做好特判，放止访问非法地址。这里用指针相较于用下标的一个好处就是，如果你不小心访问了NULL即空指针，也是下标党常用的0下标，指针写法一定会RE，而下标写法可能就不会崩溃，因而不易发现错误，导致一些较为复杂而智障的错误。

然后是核心函数——Splay函数，貌似也有人叫Spaly的样子，然而我并没有考证什么。Splay(x,y)用于将x结点旋转到y结点的某个儿子上。特别地，Splay(x,NIL)代表将x旋转到根节点的位置上。根节点的父亲一般是NIL或0。

inline void spaly(node *t, node *p) {
    while (t->father != p) {
        node *f = t->father;
        node *g = f->father;
        if (g == p)
            rotate(t);
        else {
            if (son(g, f) ^ son(f, t))
                rotate(t), rotate(t);
            else
                rotate(f), rotate(t);
        }
    }
}

这里值得注意的是两种双旋。如果t（该节点），f（父亲节点），g（祖父节点）形成了一条单向的链，即[右→右]或[左→左]这样子，那么就先对父亲结点进行rotate操作，再对该节点进行rotate操作；否则就对该节点连续进行两次rotate操作。据称单旋无神犇，双旋O(logN)，这句话我也没有考证，个人表示不想做什么太多的探究，毕竟Splay的复杂度本来就挺玄学的了，而且专门卡单旋Splay的题也没怎么听说过。对了，这个双旋操作和AVL的双旋是不是有那么几分相似啊，虽然还是不太一样的吧，好吧其实也不怎么像╮(╯-╰)╭。

接下来谈谈插入操作。插入操作就和普通的二叉搜索树类似，先找到合适的叶子结点，然后在空着的son[]上新建结点，把值放入。不同的是需要把新建的结点Splay到根节点位置，复杂度需要，不要问为什么。

inline void insert(int val) {
    if (root == NULL)
        root = new node(val, NULL);
    for (node *t = root; t; t = t->son[val >= t->value]) {
        if (t->value == val) { spaly(t, NULL); return; }
        if (t->son[val >= t->value] == NULL)
            t->son[val >= t->value] = new node(val, t);
    }
}

注意，这个插入函数实现的是非重集合。

与之对应的就是删除操作，相对的复杂一些。删除一个元素，需要先在树中找到这个结点，然后把这个结点Splay到根节点位置，开始分类讨论。如果这个结点没有左儿子（左子树），直接把右儿子放在根的位置上即可；否则的话就需要想方设法合并左右子树：在左子树种找到最靠右（最大）的结点，把它旋转到根节点的儿子上，此时它一定没有右儿子，因为根节点的左子树中不存在任何一个元素比它更大，那么把根节点的右子树接在这个结点的右儿子上即可。

inline void erase(int val) {
    node *t = root;
    for ( ; t; ) {
        if (t->value == val)
            break;
        t = t->son[val > t->value];
    }
    if (t != NULL) {
        spaly(t, NULL);
        if (t->son[] == NULL) {
            root = t->son[];
            if (root != NULL)
                root->father = NULL;
        }
        else {
            node *p = t->son[];
            while (p->son[] != NULL)
                p = p->son[];
            spaly(p, t); root = p;
            root->father = NULL;
            p->son[] = t->son[];
            if (p->son[] != NULL)
                p->son[]->father = p;
        }
    }
}

相较于insert()确实复杂了不少。

以上就是Splay的框架了，是Splay必不可少的部分，在此基础上可以加入许多新的功能。

例如，手动实现垃圾回收，这样新建结点的常数会小很多，毕竟C++的new是很慢的。

node tree[siz], *stk[siz]; int top;

inline node *newnode(int v, node *f) {
    node *ret = stk[--top];
    ret->size = ;
    ret->value = v;
    ret->father = f;
    ret->son[] = NULL;
    ret->son[] = NULL;
    ret->reverse = false;
    return ret;
}

inline void freenode(node *t) {
    stk[top++] = t;
}

有的时候需要我们维护子树大小。

inline int size(node *t) {
    return t == NULL ?  : t->size;
}

inline void update(node *t) {
    t->size = ;
    t->size += size(t->son[]);
    t->size += size(t->son[]);
}

简单，安全。

维护区间翻转的时候需要用到打标记的方式。

inline bool tag(node *t) {
    return t == NULL ? false : t->reverse;
}

inline void reverse(node *t) {
    if (t != NULL)
        t->reverse ^= true;
}

inline void pushdown(node *t) {
    if (tag(t)) {
        std::swap(t->son[], t->son[]);
        reverse(t->son[]);
        reverse(t->son[]);
        t->reverse ^= true;
    }
}

还有更为简洁的rotate函数。

inline void connect(node *f, node *s, bool k) {
    if (f == NULL)
        root = s;
    else
        f->son[k] = s;
    if (s != NULL)
        s->father = f;
}

inline void rotate(node *t) {
    node *f = t->father;
    node *g = f->father;
    bool a = son(f, t), b = !a;
    connect(f, t->son[b], a);
    connect(g, t, son(g, f));
    connect(t, f, b);
    update(f);
    update(t);
}

@Author: YouSiki