Análisis y Diseño de Algoritmos                                                                                                      

Prof: Ing. Victor Garro

Asistente: Marco Elizondo Vargas

 

Árboles

 

Arbol AVL

 

Los árboles binarios de búsqueda tal y como los hemos visto, adolecen del problema de

que en el peor de los casos pueden tender parcialmente hacia el árbol degenerado, de manera que la búsqueda de un elemento cualquiera puede ser de un orden superior a O(lg n), y tender a O(n). Este problema queda solucionado con los árboles AVL, o balanceados en altura.

 

Denominados así en honor a sus autores (Adelson-Velskii y Landis, en una publicación soviética del año 1.962), estos árboles aseguran una serie de propiedades que permiten que la búsqueda de cualquier elemento quede acotada por una complejidad de orden O(lg n), con un coeficiente de aproximadamente 1'45. El orden de las operaciones de inserción y eliminación sigue siendo O(lgn). Por tanto, las aplicaciones de estos árboles son las mismas que las de un ABB, y además puede emplearse en sistemas en tiempo real en los que es necesario establecer una cota superior aceptable del tiempo que tardarán en ejecutarse ciertas operaciones.

 

Denominamos árbol AVL a aquél árbol binario de búsqueda que o es vacío, o ambos hijos son también AVL y la diferencia entre sus alturas es menor o igual que 1.

 

| Altura(Hijo_izq(a)) - Altura(Hijo_dch(a)) | # 1

Al valor | Altura(Hijo_izq(a)) - Altura(Hijo_dch(a)) | lo podemos llamar factor de balance.

 

La propiedad que debe cumplir un ArbolBB para ser AVL es la siguiente:

Es_AVL : ArbolBB Lógico

 

ecuaciones r : elemento i, d : ArbolBB

 

Es_AVL(Crear) == V

Es_AVL(Arbol_binario(r, i, d)) == Es_AVL(i) and

Es_AVL(d) and

(-1 # Altura(d) - Altura(i) # 1) and

(not Es_Vacio(i) 6 (r > Máximo(i))) and

(not Es_Vacio(d) 6 (r < Mínimo(d)))

 

El secreto de conseguir un factor de balance que se mantenga entre los límites establecidos, se encuentra tanto en el proceso de inserción como de eliminación. De

fundamental importancia serán las rotaciones a derecha y a izquierda (que no tienen absolutamente nada que ver con sus homónimas en los anillos).

 

 

 

Definición de árbol AVL

Sea T un árbol binario de búsqueda (ABB) con Ti y Td siendo sus subárboles izquierdo y derecho respectivamente, tenemos que:

Por esta definición tenemos que el árbol de la figura de arriba no es AVL, mientras que el de abajo sí lo es. Véase también que se trata de un árbol ordenado, en el cual para cada nodo todos los nodos de su subárbol izquierdo tienen un valor de clave menor y todos los nodos de su subárbol derecho tienen un valor de clave mayor que el suyo, cumpliendo así la propiedad de los ABB.

Factor de equilibrio

Cada nodo, además de la información que se pretende almacenar, debe tener los dos punteros a los árboles derecho e izquierdo, igual que los árboles binarios de búsqueda (ABB), y además el dato que controla el factor de equilibrio.

El factor de equilibrio es la diferencia entre las alturas del árbol derecho y el izquierdo:

FE = altura subárbol derecho - altura subárbol izquierdo;

Por definición, para un árbol AVL, este valor debe ser -1, 0 ó 1.

Operaciones

Las operaciones básicas de un árbol AVL implican generalmente el realizar los mismos algoritmos que serían realizados en un árbol binario de búsqueda desequilibrado, pero precedido o seguido por una o más de las llamadas "rotaciones AVL".

Inserción

La inserción en un árbol de AVL puede ser realizada insertando el valor dado en el árbol como si fuera un árbol de búsqueda binario desequilibrado y después retrocediendo hacia la raíz, rotando sobre cualquier nodo que pueda haberse desequilibrado durante la inserción.

Dado que como mucho un nodo es rotado 1,5 veces log n en la vuelta hacia la raíz, y cada rotación AVL tarda el mismo tiempo, el proceso de inserción tarda un tiempo total de O(log n) .

Extracción

El problema de la extracción puede resolverse en O(log n) pasos. Una extracción trae consigo una disminución de la altura de la rama donde se extrajo y tendrá como efecto un cambio en el factor de equilibrio del nodo padre de la rama en cuestión, pudiendo necesitarse una rotación.

Esta disminución de la altura y la corrección de los factores de equilibrio con sus posibles rotaciones asociadas pueden propagarse hasta la raíz.

Búsqueda

Las búsquedas se realizan de la misma manera que en los ABB, pero al estar el árbol equilibrado la complejidad de la búsqueda nunca excederá de O(log n).

Antes de pasar a especificar

estas operaciones, supondremos que

el tipo ArbolAVL posee las mismas

operaciones básicas que el ArbolBB,

o sea, Crear, Arbol_binario, Raiz,

Hijo_izq e Hijo_dch, aunque, al igual

que en el ArbolBB, la operación

Arbol_binario estará oculta al

usuario, que sólo podrá aumentar el

tamaño de un árbol mediante la

o p e r a c ió n Inser t a r , cu ya

especificación veremos más adelante.

 

Una vez establecido el marco de

trabajo, vamos a ver el significado gráfico de las operaciones Rotar_Izq y Rotar_Dch, de cuya existencia el usuario no tendrá conocimiento: serán auxiliares. Una de tales rotaciones se produce siempre sobre un nodo determinado; la figura ilustra el resultado de efectuar una rotación a la derecha sobre el nodo que se halla sombreado. Una rotación a la derecha sobre un nodo r, con hijos i y d, consiste en sustituir r por Raiz(i), como hijo izquierdo colocamos a Hijo_izq(i), y como hijo

derecho construímos un nuevo árbol que tendrá a r como raíz, y a Hijo_dch(i) y a d como hijos izquierdo y derecho respectivamente.

 

Un hecho muy importante de estas rotaciones, es que mantiene la ordenación del árbol,

o sea, si el árbol original era ArbolBB, el resultado también lo seguirá siendo.

La especificación de estas operaciones es muy sencilla. Por supuesto, no se permite rotar al árbol vacío, ni tampoco rotaciones que requieran poner como raíz final a la raíz de un árbol vacío; en otras palabras:

 

Rotar_Izq : ArbolAVL ArbolAVL

Rotar_Dch : ArbolAVL ArbolAVL

precondiciones a : ArbolAVL

Rotar_Izq(a) : (not Es_Vacío(a)) and (not Es_Vacío(Hijo_Dch(a))

Rotar_Dch(a) : (not Es_Vacío(a)) and (not Es_Vacío(Hijo_Izq(a))

ecuaciones r, r' : Elemento i, d, i', d' : ArbolAVL

Rotar_Izq(Arbol_binario(r, i, Arbol_binario(r', i', d'))) ==

Arbol_binario(r', Arbol_binario(r, i, i'), d')

Rotar_Dch(Arbol_binario(r, Arbol_binario(r', i', d'), d)) ==

Arbol_binario(r', i', Arbol_binario(r, d', d))

 

Supongamos ahora que se hace una inserción o una eliminación según el método

tradicional del ArbolBB. Nuestra tarea posterior será analizar si se ha producido un desbalanceo,

y si es así, entonces poner remedio al asunto para volver a alcanzarlo, de manera que el árbol

resultante siga siendo binario de búsqueda, o sea, mediante rotaciones.

Tras efectuar una de estas operaciones pueden ocurrir diversos casos:

1) No se ha producido desbalanceo, es

decir, a partir de todo nodo, la diferencia de alturas entre sus hijos es menor o igual que

 

1. En este caso no haremos nada. El árbol

sigue siendo AVL.

2) Existe algún nodo que se ha

desbalanceado. Una regla importante es

actuar sobre el primer nodo que incumpla el factor de balance 1, empezando desde abajo hacia arriba, o sea, desde las hojas hacia la raíz. P.ej., en la figura de antes, actuaremos sobre el nodo sombreado, en lugar de sobre la raíz directamente.

 

 

Sin pérdida de generalidad, vamos a centrarnos en el caso en que sea el subárbol izquierdo el de mayor altura h+2, mientras que el derecho poseerá altura h. El caso contrario se resuelve de forma especular.

 

2.1) Como puede verse en la figura, el árbol de raíz b se halla compensado (hijos de alturas h+1 y h respectivamente), mientras que el a no. Observamos pues, que el nodo que produce la descompensación, x, se insertó por la rama izquierda de a. A su vez, x se ha insertado también a la izquierda de b. Estamos ante un caso Izquierda-Izquierda (II). Este caso se resuelve fácilmente efectuando una rotación a derecha sobre el nodo descompensado a, dando como resultado un árbol AVL.

 

2.2) Sin embargo, el método anterior no resulta suficiente cuando la inserción es Izquierda-Derecha, como puede comprobar por sí mismo el lector. En este caso, habremos de considerar también a la raíz del hijo derecho de b, o sea, a c. Nos dará igual si el nodo x se ha insertado a la derecha o a la izquierda de c. En el dibujo se ha representado esto colocando x a ambos lados;

el lector no debe confundirse, la inserción se ha hecho en cualquiera de los dos pero no en ambos; por tanto el factor de balanceo entre Hijo_izq(c) e Hijo_Dch(c) es exactamente 1. La solución consiste en dos pasos:

a) Efectuar una rotación a la izquierda sobre el nodo b.

b) Efectuar una rotación a la derecha sobre el nodo a.

Los casos Derecha-Derecha y Derecha-Izquierda se tratan de manera especular o

simétrica.

 

Manualmente, para hacer la inserción, iremos marcando con flechitas el camino seguido

por el nodo a insertar. Una vez incluído el nodo, seguiremos el camino inverso al recorrido (de abajo arriba), y en el momento en que nos encontremos un nodo desbalanceado le aplicaremos las rotaciones correspondientes según el caso. Así sucesivamente hasta llegar a la raíz.

 

El caso de la eliminación debe considerarse como inserción según el camino opuesto. Es

lo mismo descompensar una balanza poniendo más peso en un lado que quitando peso del otro.

 

De esta forma, las operaciones Insertar y Eliminar, quedarían:

 

Insertar : Elemento × ArbolAVL ArbolAVL

Eliminar : Elemento × ArbolAVL ArbolAVL

 

ecuaciones e, r : Elemento i, d, i', d' : ArbolAVL

Insertar(e, Crear) == Arbol_binario(e, Crear, Crear)

Insertar(e, Arbol_binario(r, i, d)) ==

SI e = r ENTONCES

Arbol_binario(e, i, d)

SI NO SI e > r ENTONCES

SEA d' = Insertar(e, d) EN

SI Altura(d') - Altura(i) <= 1 ENTONCES

Arbol_binario(r, i, d')

SI NO SI e > Raiz(d) ENTONCES

Rotar_Izq(Arbol_binario(r, i, d'))

SI NO

Rotar_Izq(Arbol_binario(r, i, Rotar_Dch(d')))

SI NO

SEA i' = Insertar(e, i) EN

SI Altura(i') - Altura(d) <= 1 ENTONCES

Arbol_binario(r, i', d)

SI NO SI e < Raiz(i) ENTONCES

Rotar_Dch(Arbol_binario(r, i', d))

SI NO

Rotar_Dch(Arbol_binario(r, Rotar_Izq(i'), d))

Eliminar(e, Crear) == Crear

Eliminar(e, Arbol_binario(r, i, d)) ==

SI e = r ENTONCES

SI Es_Vacio(i) ENTONCES

d

SI NO SI Es_Vacio(d) ENTONCES

i

SI NO

SEA d' = Eliminar(Mínimo(d), d) EN

SI Altura(i) - Altura(d') <= 1 ENTONCES

Arbol_binario(Mínimo(d), i, d')

SI NO SI Altura(Hijo_izq(i))$Altura(Hijo_Dch(i)) ENT__

Rotar_Dch(Arbol_binario(Mínimo(d), i, d'))

SI NO

Rotar_Dch(

Arbol_binario(Mínimo(d),Rotar_Izq(i), d')

)

SI NO SI e < r ENTONCES

SEA i' = Eliminar(e, i) EN

SI Altura(d) - Altura(i') <= 1 ENTONCES

Arbol_binario(r, i', d)

SI NO SI Altura(Hijo_dch(d)) >= Altura(Hijo_izq(d)) ENTONCES

Rotar_Izq(Arbol_binario(r, i', d))

SI NO

Rotar_Izq(Arbol_binario(r, i', Rotar_Dch(d)))

SI NO

SEA d' = Eliminar(e, d) END

SI Altura(i) - Altura(d) <= 1 ENTONCES

Arbol_binario(r, i, d')

SI NO SI Altura(Hijo_izq(i)) >= Altura(Hijo_dch(i)) ENTONCES

Rotar_Dch(Arbol_binario(r, i, d'))

SI NO

Rotar_Dch(Arbol_binario(r, Rotar_Izq(i), d'))

 

 

Al igual que con los árboles binarios de búsqueda, las operaciones Insertar y Eliminar

conservan la propiedad de ser AVL; en otras palabras, se cumple:

 

teoremas e : Elemento a : ArbolAVL

Es_AVL(a) 6 Es_AVL(Insertar(e, a))

Es_AVL(a) 6 Es_AVL(Eliminar(e, a))

 

 

Se demuestra que, por norma general, cuando el árbol tiene un tamaño decente, suele ser necesaria una sola rotación por cada 2 inserciones, y una sola rotación por cada 5 eliminaciones.

 

Como puede observarse, todas las operaciones están basadas en la altura de cada árbol.

Si cada vez que hacemos una inserción tenemos que calcular y recalcular las alturas de los árboles, estaremos ante operaciones de complejidad bastante superior al orden O(lg n). Esto en la especificación no es ningún problema, ya que en ellas nuestro objetivo es tan sólo expresar el comportamiento de las operaciones. Sin embargo en las implementaciones supone un recargo de tiempo considerable. Para solucionar esto, podemos guardar junto con cada nodo, la altura a que se encuentra, aunque para árboles muy grandes, esto puede ser un exceso innecesario de memoria.

 

Otra solución más factible es utilizar un campo que nos diga únicamente si sus dos hijos tienen alturas iguales, o quien de los dos tiene mayor altura.