RB-insert(T, z) // z.left = z.right = T.nil Insert(T, z) z.color = RED // z è rosso. Lunica violazione // possibile delle proprietà degli alberi // rosso-neri.

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1 RB-insert(T, z) // z.left = z.right = T.nil Insert(T, z) z.color = RED // z è rosso. Lunica violazione // possibile delle proprietà degli alberi // rosso-neri è che z sia radice (prop. 2) // oppure che z.p sia rosso (prop. 4) RB-Insert-Fixup(T, z) Inserimento di un nuovo elemento

2 RB-Insert-Fixup(T, z) while z.p.color == RED // violata la proprietà 4 if z.p == z.p.p.left // laltro caso è simmetrico y = z.p.p.right if y.color == RED // Caso 1 z.p.color = y.color = BLACK z.p.p.color = RED z = z.p.p 59 3 7 z.p.p yz.p z 59 3 7 z.p.p yz.p z

3 else if z == z.p.right // Caso 2 z = z.p Left-Rotate(T, z) 39 5 7 z.p.p yz.p z 59 3 7 z.p.p y z z.p

4 // z figlio sinistro // Caso 3 z.p.color = BLACK z.p.p.color = RED Right-Rotate(T, z.p.p) else // simmetrico con right e left scambiati // alla fine del ciclo lunica proprietà violata può // essere soltanto la 2 T.root.color = BLACK // Caso 0 59 3 7 z.p.p y z z.p z 59 3 7 z.p.p yz.p 5 9 37

5 Complessità. Quindi RB-Insert ha complessità O(log n). Ogni volta che si ripete il ciclo while il puntatore z risale di due posizioni. Quindi il ciclo può essere ripetuto al più h volte e la complessità di RB-Insert-Fixup è O(log n).

6 Rb-Delete(T, z) // z T.nil if z.left == T.nil or z.right == T.nil y = z else y = Successor(z), z.key = y.key // elimino y che ha almeno un sottoalbero vuoto if y.left == T.nil x = y.right else x = y.left // x sottoalbero di y, laltro è sicuramente vuoto Cancellazione di un elemento

7 // metto x al posto del padre y x.p = y.p if y.p == T.nil T.root = x elseif y == y.p.left y.p.left = x else y.p.right = x // Se y è rosso non ci sono violazioni if y.color == BLACK // Se y era nero lunica violazione delle // proprietà degli alberi rosso neri è che // i cammini che passano per x contengano // un nodo nero in meno RB-Delete-Fixup(T, x)

8 while x T.root and x.color == BLACK if x == x.p.left // laltro caso è simmetrico w = x.p.right if w.color == RED // Caso 1 w.color = BLACK x.p.color = RED Left-Rotate(T, x.p) w = x.p.right x 17 3 w 59 17 3 wx 59 1 7 3 wx 5 9

9 // il fratello w è nero if w.left.color == BLACK and w.right.color == BLACK // Caso 2 w.color = RED x = x.p 17 3 wx 59 17 3 w 59

10 else if w.right.color == BLACK // Caso 3 w.left.color = BLACK w.color = RED Right-Rotate(T, w) w = x.p.right 17 3 wx 59 1 7 w 5 9 3 x 17 3 wx 59

11 // Caso 4 w.color = x.p.color x.p.color = w.right.color = BLACK Left-Rotate(T, x.p) x = T.root else // simmetrico con right e left scambiati 17 3 wx 59 17 3 wx 5 91 7 3 5 9

12 // quando termina il ciclo o x è la radice // oppure x è rosso x.color = BLACK // Caso 0 Caso 0: x radice x 5 Caso 0: x rosso x 5 x 5 x 5

13 Complessità di RB-Delete-Fixup. Con i casi 0, 3 e 4 il ciclo while termina immediatamente e dunque essi richiedono tempo costante. Dopo aver eseguito il caso 1 viene eseguito una sola volta il caso 2 e poi uno dei casi 0, 3 o 4. Quindi anche il caso 1 richiede tempo costante. Solo il caso 2 può essere ripetuto sul padre di x. Quindi il ciclo può essere ripetuto al più h volte e la complessità è O(log n).

14 Come aumentare gli alberi La soluzione di alcuni problemi algoritmici richiede la progettazione di una struttura dati appropriata. Spesso una tale struttura si può ottenere aumentando strutture dati note. Supponiamo ci serva una struttura dati su cui poter eseguire, oltre alle operazioni previste per gli alberi di ricerca, anche loperazione di statistica ordinale Select(k) che ritorna il nodo con la chiave k-esima.

15 Un modo per farlo è aumentare gli alberi rosso-neri aggiungendo a ciascun nodo x un ulteriore campo intero x.size in cui memorizzare il numero di nodi interni del sottoalbero di radice x.

16 key size 26 20 17 12 14 7 21 4 30 5 47 1 41 7 10 4 23 1 19 2 16 2 38 3 28 1 39 1 12 1 7272 35 1 20 1 15 1 3131 ?0?0

17 Osservazione. Se usiamo la sentinella T.nil e poniamo T.nil.size = 0 allora per ogni nodo interno x vale lequazione x.size = 1 + x.left.size + x.right.size

18 Possiamo realizzare facilmente Select: Select(x, k) // 1 k x.size // Trova il nodo con chiave k-esima // nel sottoalbero di radice x i = 1 + x.left.size if i == k return x elseif i > k return Select(x.left, k) else return Select(x.right, k-i)

19 Possiamo realizzare facilmente anche loperazione inversa Rank(x) che trova la posizione k della chiave di x nella sequenza ordinata delle chiavi dellalbero Rank(T, x) // Trova la posizione k della chiave di x i = 1 + x.left.size y = x while y.p T.nil if y == y.p.right i = i + 1 + y.p.left.size y = y.p return i

20 RB-Insert ha due fasi. Nella prima si scende dalla radice fino ad una foglia che viene quindi sostituita con il nuovo nodo. Nella seconda si ripristinano le proprietà violate. Naturalmente dobbiamo modificare RB-Insert e RB-Delete per mantenere aggiornato il campo size dei nodi RB-Insert (T, z) // z.left = z.right = T.nil Insert (T, z) z.color = RED RB-Insert-Fixup (T, z)

21 Per la prima fase basta mettere 1 nel campo size del nuovo nodo z e aumentare di 1 il campo size di tutti i nodi incontrati scendendo verso la foglia che verrà sostituita con z.

22 Insert(T, z) z.size = 1 // istruzione aggiunta x = T.root, y = T.nil while x T.nil x.size = x.size + 1 // istruzione aggiunta y = x if z.key < y.key x = y.left else x = y.right z.p = y if y == T.nil T.root = z elseif key[z] < key[y] x.left = z else x.right = z

23 I campi size dei nodi diversi da x e y rimangono invariati. Basta quindi ricalcolare i campi size dei due nodi x e y usando la relazione: x.size = 1 + x.left.size + x.right.size Left-Rotate(T, x) Right-Rotate(T, y) Nella seconda fase le modifiche alla struttura sono dovute alle rotazioni. x y y x

24 Left-Rotate(T, x) y = x.right x.right = y.left, y.left.p = x y.p = x.p if x.p == T.nil T.root = y elseif x == x.p.left x.p.left = y else x.p.right = y x.p = y, y.left = x y.size = x.size // istruzioni aggiunte x.size = 1 + x.left.size + x.right.size LeftRot(T,x) x y y x