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Gewichtsbalancierte oder BB-Bäume (bounded balance): Zulässige Abweichung der Struktur vom ausgeglichenen Binärbaum wird als Differenz zwischen der Anzahl der Knoten im rechten und linken Unterbaum festgelegt.
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Gewichtsbalancierte oder BB-Bäume (bounded balance): • Zulässige Abweichung der Struktur vom ausgeglichenen • Binärbaum wird als Differenz zwischen der Anzahl der • Knoten im rechten und linken Unterbaum festgelegt. • Definition: Sei B ein binärer Suchbaum mit linkem Unterbaum Bl und l die Anzahl der Blätter in Bl (n sei entsprechend die gesamte Anzahl der Blätter in B) • (1) ( B ) = l / n heißt die Wurzelbalance von B. • (2) Ein Baum B heißt gewichtsbalanciert (BB ( )) oder von beschränkter Balance , wenn für jeden Unterbaum • B‘ von B gilt: • ( B‘ ) 1 - Gewichtsbalancierte Suchbäume
Parameter als Freiheitsgrad im Baum • = 1/2 : Balancierungskriterium akzeptiert nur • vollständige Binärbäume • < 1/2 : Strukturbeschränkung wird zunehmend gelockert • ==> Welche Auswirkungen hat die Lockerung des Balancierungskriteriums auf die Kosten? • Rebalancierung • wird gewährleistet durch die Wahl von 1 -V2 / 2 • Einsatz derselben Rotationstypen wie beim AVL - Baum • Kosten für Suche und Aktualisierung: O ( log 2 n ) _
11. Kapitel: Mehrwegbäume Definition: Ein m-Wege-Suchbaum oder ein m-ärerSuchbaumB ist ein Baum, in dem alle Knoten einen Grad m besitzen. Entweder ist B leer oder er hat folgende Eingenschaften: 1) Jeder Knoten des Baums hat folgende Struktur: b * K1 D1 * K2 D2 * . . . Kb Db * P0 P1 P2 Pb Die Pi , 0 i b , sind Zeiger auf die Unterbäume des Knotens und die Ki und Di , 1 i b sind Schlüsselwerte und Daten
2) Die Schlüsselwerte im Knoten sind aufsteigend geordnet: Ki Ki+1 , 1 i < b . 3) Alle Schlüsselwerte im Unterbaum von Pi sind kleiner als der Schlüsselwert Ki+1, 0 i < b . 4) Alle Schlüsselwerte im Unterbaum von Pb sind größer als der Schlüsselwert Kb. 5) Die Unterbäume von Pi, 0 i b sind auch m-Wege-Suchbäume. Die Di können Daten oder Zeiger auf die Daten repräsentieren. Zur Vereinfachung werden die Di weggelassen.
Wichtige Eigenschaften für alle Mehrwegbäume: S( Pi ) sei die Seite, auf die Pi zeigt, und K(Pi) die Menge aller Schlüssel, die im Unterbaum mit Wurzel S(Pi) gespeichert werden können. Dann gelten folgende Ungleichungen: 1) x K( P0 ) : x < K1 2) x K( Pi ) : Ki < x < Ki +1 für i = 1, 2, ... , b-1 3) x K( Pb ) : Kb< x
Kostenanalyse: • Die Anzahl der Knoten N in einem vollständigen Baum der Höhe h , h 1, ist h N = m i i = 0 • Im ungünstigsten Fall ist der Baum völlig entartet: • N = h • Schranken für die Höhe eines m-Wege Suchbaums: • logm (N +1 ) h N
Definition des Knotenformats #define Emax M-1 /* maximale Anzahl von Einträgen */ typedef int Index ; /* 0 ... Emax -1*/ typedef struct { Schluesseltyp Key; Infotype Info; Sptr Ptr; } Eintrag ; typedef struct { Index b ; /* Aktuelle Anzahl von Einträgen */ Sptr P0 ; Eintrag Evektor [Emax]; } Seite ; typedef Seite *Sptr; m-Wege-Suchbäume
void Msuche (Schluesseltyp X, Sptr P, Eintrag Element) { Index i; if ( P == NULL ) printf („Schluessel X ist nicht im Baum ! \n“); else { if ( X < P --> Evektor[ 0 ].Key) /* X < K1 */ Msuche ( X, P --> P0, Element); else { i = 0 ; while ( ( i < P --> b-1 ) && ( X > P --> Evektor[ i ].Key) ) i++; } if ( P --> Evektor[ i ].Key == X) /* Ki =X, 0 i b-1 */ Element = P --> Evektor [i]; /* Ki < X < K i+1, 0 i b-1 oder X > Kb */ else Msuche( X , P --> Evektor[ i ].Ptr, Element ); } return ; } Rekursive Prozedur zum Aufsuchen eines Schlüssels
Durchlauf eines m-Wege-Suchbaums in symmetrischer Ordnung void Sym_ord( Sptr P) { Index i ; if ( P != NULL) { Sym_ord (P --> P0) ; for ( i = 0 ; i = P --> b -1 ; i++ ) { printf ( „ Schluessel: %s \n“, P --> Evektor[ i ].Key); Sym_ord ( P --> Evektor [ i ].Ptr ); } } return; }
in Bezug auf Knotenstruktur vollständig ausgeglichen • effiziente Durchführung der Grundoperationen • Zugriffsverhalten weitgehend unabhängig von Anzahl der Sätze • Weiterentwicklung der Mehrwegbäume: B- und B*-Baum • B-Baum: 1970 von R. Bayer und E. McCreight entwickelt. • Idee: dynamische Reorganisation eines Mehrwegbaumes durch Splitten und Mischen von Seiten. • Grundoperationen: • Einfügen eines Satzes • Löschen eines Satzes • direkter Schlüsselzugriff auf einen Satz • sortiert, sequentieller Zugriff auf alle Sätze Ziel: Aufbau sehr breiter Bäume von geringer Höhe
Definition: Seien k, h ganze Zahlen, h 0 , k > 0. Ein B -BaumB der Klasse ( k, h ) ist entweder ein leerer Baum oder ein geordneter Baum mit folgenden Eigenschaften: 1) Jeder Pfad von der Wurzel zu einem Blatt hat die gleiche Länge h. 2) Jeder Knoten außer der Wurzel und den Blättern hat mindestens k + 1 Söhne. Die Wurzel ist ein Blatt oder hat mindestens 2 Söhne. 3) Jeder Knoten hat höchstens 2k+1 Söhne. 4) Jedes Blatt mit der Ausnahme der Wurzel als Blatt hat mindestens k und höchstens 2k Einträge. B - Bäume
L Für einen B - Baum ergibt sich folgendes Knotenformat: b * K1 D1 * K2 D2 * . . . Kb Db * freier Platz P0 P1 P2 Pb • Einträge: • Die Einträge für Schlüssel, Daten und Zeiger haben die festen Längen lb, lK, lD und lp. • Die Knoten- oder Seitengröße sei L. • Maximale Anzahl von Einträgen pro Knoten: L - lb - lp bmax = ------------ = 2k lK + lD + l p
Reformulierung der Definition: 4) und 3): Eine Seite darf höchstens voll sein. 4) und 2): Jede Seite (außer der Wurzel) muss mindestens halb voll sein. Die Wurzel enthält mindestens einen Schlüssel. 1): Der Baum ist, was die Knotenstruktur angeht, vollständig ausgeglichen. Höhe h: Bei einem Baum der Klasse ( k , h ) mit n Schlüsseln gilt für seine Höhe: log2k+1 ( n + 1) h logk+1 ((n + 1) / 2 ) + 1 für n 1 und h = 0 für n = 0
Balancierte Struktur: • unabhängig von der Schlüsselmenge • unabhängig von ihrer Einfüge-Reihenfolge • ==> Wie wird das erreicht ? • Einfügen in B-Bäumen • Was passiert, wenn die Wurzel überläuft ? * K1 * K2 * . . . * K 2k * K2k+1
==> Aufteilung der Schlüsselmenge nach folgendem Prinzip: Fundamentale Operation: Split-Vorgang K1 K2 . . . Kk Kk + 2 . . . K2k + 1 Kk + 1 • mittlere Schlüssel (Median) wird zum Vaterknoten gereicht • Ggf. muss Vaterknoten angelegt werden • (Anforderung einer neuen Seite) • Hier wird eine neue Wurzel angelegt: * Kk + 1 * * K1* K2* . . . * Kk * * Kk + 2 * . . . * K2k + 1 *
was Einfügung in den Vaterknoten (ggf: Wurzel ) impliziert. • Wenn dieser überläuft, folgt erneuter Split-Vorgang • Split-Vorgang der Wurzel führt zu neuer Wurzel; Höhe des Baumes erhöht sich um 1. • Bei B-Bäumen ist das Wachstum von den Blättern zur Wurzel hin gerichtet. • Einfügealgorithmus (ggf. rekursiv ) • Suche Einfüge-Position • Wenn Platz vorhanden ist, speichere Element, sonst schaffe Platz durch Split-Vorgang und füge ein. Blattüberlauf erzwingt Split-Vorgang,
. . . * Kn * Kn+1 * . . . Split-Vorgang als allgemeines Wartungsprinzip Pn + 1 Pn * K1 * . . . * Kk * Kk+1 * . . . * K2 k * K2 k +1 * P0 P1 Pk-1 Pk Pk + 1 P2 k P2 k + 1 . . . * Kn * Kk + 1 * Kn +1 * . . . Pn + 1 Pn P‘ * K1 * . . . * Kk * * Kk +2 * . . . * K2 k+1 * P0 P1 Pk Pk + 1 Pk + 2 P2 k + 1
Anzahl der zu holenden Seiten: f (fetch) • Anzahl der zu schreibenden Seiten : w ( write) • Direkte Suche • f min = 1 : der Schlüssel befindet sich in der Wurzel • f max = h : der Schlüssel ist in einem Blatt Kostenmaße 1 k 1 2k • mittlere Zugriffskosten h - f avg h - ( für h > 1 ) Beim B -Baum sind die maximalen Zugriffskosten h eine gute Abschätzung der mittleren Zugriffskosten. ==> Bei h = 3 und einem k = 100 ergibt sich 2.99 f avg 2.995
Durchlauf in symmetrischer Ordnung : f seq = N • Pufferung der Zwischenknoten im HSP wichtig ! • Einfügen • Günstigster Fall - kein Split-Vorgang: fmin = h ; wmin = 1 • Durchschnittlicher Fall : favg = h ; wavg < 1 + Sequentielle Suche 2k
