数据结构-B树(B-tree、B-树)
2020-06-10 本文已影响0人
鼬殿
◼ B树是一种平衡的多路搜索树,多用于文件系统、数据库的实现
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◼ 仔细观察B树,有什么眼前一亮的特点?
- 1 个节点可以存储超过 2 个元素、可以拥有超过 2 个子节点
- 拥有二叉搜索树的一些性质
- 平衡,每个节点的所有子树高度一致
- 比较矮
m阶B树的性质(m≥2)
假设一个节点存储的元素个数为 x
根节点:1
≤ x ≤ m − 1
非根节点:┌ m/2 ┐ − 1
≤ x ≤m − 1
如果有子节点,子节点个数 y = x + 1
根节点对应子节点个数:2
≤ y ≤ m
非根节点对应子节点个数:┌ m/2 ┐
≤ y ≤ m
➢ 比如 m = 3,2 ≤ y ≤ 3,因此可以称为(2, 3)树、2-3树
➢ 比如 m = 4,2 ≤ y ≤ 4,因此可以称为(2 4)树、2-3-4树
➢ 比如 m = 5,3 ≤ y ≤ 5,因此可以称为(3, 5)树
➢ 比如 m = 6,3 ≤ y ≤ 6,因此可以称为(3, 6)树
➢ 比如 m = 7,4 ≤ y ≤ 7,因此可以称为(4, 7)树
如果 m = 2,那B树就是二叉搜索树, 数据库实现中一般用(200 ~ 300)阶B树
B树 VS 二叉搜索树
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- B树 和 二叉搜索树,在逻辑上是等价的
-
多代节点合并,可以获得一个超级节点
2代合并的超级节点,最多拥有 4 个子节点(至少是 4阶B树)
3代合并的超级节点,最多拥有 8 个子节点(至少是 8阶B树)
n代合并的超级节点,最多拥有 2^n个子节点( 至少是 2^n阶B树) - m阶B树,最多需要 logm 代合并
搜索
◼ 跟二叉搜索树的搜索类似
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- 先在节点内部从小到大开始搜索元素
- 如果命中,搜索结束
- 如果未命中,再去对应的子节点中搜索元素,重复步骤 1
添加
新添加的元素必定是添加到叶子节点
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◼ 插入55
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◼ 插入95
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◼ 再插入 98 呢?(假设这是一棵 4阶B树)
最右下角的叶子节点的元素个数将超过限制
这种现象可以称之为:上溢(
overflow
)
添加 – 上溢的解决(假设5阶)
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◼ 上溢节点的元素个数必然等于
m
◼ 假设上溢节点最中间元素的位置为
k
将
k
位置的元素向上与父节点合并将 [
0
, k-1
] 和 [k + 1
, m - 1
] 位置的元素分裂成 2
个子节点这
2
个子节点的元素个数,必然都不会低于最低限制(┌ m/2 ┐ − 1
)◼ 一次分裂完毕后,有可能导致父节点上溢,依然按照上述方法解决
最极端的情况,有可能一直分裂到根节点
◼ 插入 54
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删除 – 叶子节点
◼ 假如需要删除的元素在叶子节点中,那么直接删除即可
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◼ 删除 30
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删除 – 非叶子节点
◼ 假如需要删除的元素在非叶子节点中
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- 先找到前驱或后继元素,覆盖所需删除元素的值
- 再把前驱或后继元素删除
◼ 删除 60
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◼ 非叶子节点的前驱或后继元素,必定在叶子节点中
所以这里的删除前驱或后继元素 ,就是最开始提到的情况:删除的元素在叶子节点中
真正的删除元素都是发生在叶子节点中
删除 – 下溢
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◼ 删除 22 ?(假设这是一棵 5阶B树)
叶子节点被删掉一个元素后,元素个数可能会低于最低限制( ≥
┌ m/2 ┐ − 1
)这种现象称为:下溢(
underflow
)
删除 – 下溢的解决
◼ 下溢节点的元素数量必然等于 ┌ m/2 − 2
◼ 如果下溢节点临近的兄弟节点,有至少 ┌ m/2 ┐
个元素,可以向其借一个元素
将父节点的元素 b
插入到下溢节点的 0
位置(最小位置)
用兄弟节点的元素 a
(最大的元素)替代父节点的元素 b
这种操作其实就是:旋转
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◼ 如果下溢节点临近的兄弟节点,只有
┌ m/2 ┐ − 1
个元素将父节点的元素 b 挪下来跟左右子节点进行合并
合并后的节点元素个数等于
┌ m/2 ┐ + ┌ m/2 ┐ − 2
,不超过m − 1
这个操作可能会导致父节点下溢,依然按照上述方法解决,下溢现象可能会一直往上传播
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示例:
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◼ 删除 22 (假设这是一棵 5阶B树)
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4阶B树
◼ 如果先学习4阶B树(2-3-4树),将能更好地学习理解红黑树
◼ 4阶B树的性质
p所有节点能存储的元素个数 x :1 ≤ x ≤ 3
p所有非叶子节点的子节点个数 y :2 ≤ y ≤ 4