续算法-1A后第二节课
贪心（2）-1
上次邓老师讲了一些基本数据结构和贪心思维，这次课主要还是贪心，但提出了很多新的算法及数据结构和解决方案。
这是二叉搜索树，在我们要在一个集合里面找到我们想要的那个元素，遍历一遍无疑是最简单的方案，但像我们之前说的，达到目的的方式办法有很多种，但我们择优选取好的算法，这才是一个程序员应该有的思维，很明显遍历一遍的复杂度是n，但用二叉搜索树的复杂度降到了log n。二叉搜索树的构成想法很简单，我们拿取一个元素放在根节点，然后拿取第二个，比之小的放在元素左边，大的放在右边，再拿取第三个，如此迭代就可以得到一棵二叉搜索树。例如图中我们寻找29，在根节点处看见20，29比20大，则在右边寻找，遇见38，左边，遇见25，右边，则找见了我们的29这个元素，这样的话我们三步就可以搜寻到我们要找到的那个元素。
这是一棵二叉搜索树，符合我们刚刚构造的原则，但我们发现，假如其中树的高度越深，我们寻找所需要的次数可能就越多，那有没有解决方案呢？明显有，那就是BBST平衡二叉搜索树，也就是下面这棵：
我们会发现，这棵平衡二叉搜索树比普通的二叉搜索树更加“好看”，而这种好看则就是我们缩短时间复杂度的关键所在，使树整体的深度越浅，我们搜索的时间越短，应该是log n级别的，这种平衡二叉搜索树不唯一，关键所在是最深的叶子节点和最浅的叶子节点，层数不超过一。
这是一张很有意思的图，也是一个很有趣的游戏，你可以理解为找小名，比如翼德我们需要找到对应的张飞，云长则是关羽，可以理解为是一种映射，这种关系在我们数据结构里面同样有一种数据结构与之对应，那就是散列（哈希）表。
这是一个很简单的哈希表演示的开始图，我们可以看见0到46号共47个元素，那么这些元素在散列表里有什么用呢？我们往下看
我们可以看见，我们把一个156号元素放进了15号元素，使之关联了起来，那么156为什么和15对应呢？眼尖的同学会发现，这是因为156%47=15.在这里我们用余数的关系，使之相对应。
更多的元素出现了，用余数的方法我们把他们和我们的47个元素对应起来，如果对应的元素不止一个，我们还可以用队列实现多个。这就是散列表的思想，这样的话，比如我们要找156号元素，只要找到与之相对应的15号元素就可以找到我们的156号元素，这样相对应的方法是不是比遍历一遍更加方便呢？而且散列表的一个奥妙在于，我们的除数往往是一个质数，例如这里的47，这里面是很有学问的。
像python里面就有字典，思想和我们的散列表一样，相对应的关系。还有一些语言里面的map，也是这样实现的。比较关键的是，这里的M，通常是质数，比如47和这里的90001！
另一个比较重要的数据结构是优先级队列，我们可以把它想象成一个三角形的树，不过是倒过来的，树的根节点往往是树上所有元素里面最小或最大的那个，这样的话，假如我们在一个集合里面想得到最小的那个，遍历一遍用一般方法的话，是n的复杂度，而优先级队列只要log n。
用个我们熟悉的例子，上节课中的哈夫曼树。在构造我们的哈夫曼树时，我们总需要得到两个最小的元素，构成一个新的元素，遍历一遍找到最小的两个，复杂度为n，需要n-1次，总复杂度为n的平方，而用优先级队列实现的话，找到最小的，只要log n，循环n-1次，那么总复杂度为nlog n。在这里选用优先级队列，是极为方便的，而且c++的库里面有已经封装好的优先级队列，可以直接拿来用。
在这里，邓老师拓展了一下，构造哈夫曼树不用优先级队列也可以达到nlog n的方法，听完后让我直呼神奇。这里，邓老师用了一个栈和队列两种数据结构。首先我们用nlog n的排序方法把各元素排好序最大的最先进栈的方式得到一个顺序栈，栈顶最小，最开始我们需要的两个最小的，肯定就是栈顶的两个元素，拿出来合成后放进空的队列里面，这时候第二次循环，想得到最小的两个，我们肯定考虑的还是栈顶的两个，但还有一种可能，就是这时候队列里的那个新元素，可能在所有元素里面，也可排到前二小，这时候做个简单的大小比较就好，时间是常数的，再往下有两种情况（1）最小的两个还是栈顶两个，我们合成再放进队列，这时候注意，队列里，队前面的肯定小于队后面的，然后再找两个最小的，这时候我们只要盯住栈顶的两个元素和队列最前面两个元素就可（因为我们只要盯着这四个元素，目光里只有这四个，而不考虑其它，这不就是鼠目寸光的嘛？局部的，看起来是愚蠢的，也就是我们的贪心算法，但贪心在一些情况下往往能起到大用处，比如这种情况下在我们想算法时，最开始就应该尝试贪心的方法。），最小的两个元素一定在这四个中间，只要比较大小就好，同样复杂度也是常数的。（2）最小的两个一个是栈顶，另一个是队列里的那个元素，那我们把他们拿出来合成新元素再放进队列里面，这时候又回到了再往下有两种情况这里，继续迭代操作，最后便可得到我们想要的哈夫曼树，时间复杂度是nlog n（排序所用的复杂度）+（n-1）c（n-1次循环的复杂度），这个式子我们就可以看成nlog n。所以这样我们也用nlog n的复杂度得到了哈夫曼树，这种方式甚是神奇！
随后就是最小生成（支撑）树，就是在我们n个元素里，有很多元素与元素之间的连线并且有权重，如何在其中挑选n-1跟连线使所有的点能够联通无环并且总权重最小，得到最小生成树，这是一个麻烦的问题，当然最小生成树可能不是唯一的。
我们有两种极为经典的方法，Prim算法和Kruskal算法。首先我们来看Prim算法，Prim算法的精髓是，所有元素看成集合V，假如我们把这些元素分为两边，U和V\U，两部分元素间有很多连线，这些连线里面最短（权重最小的）的那根一定是我们的最小生成树里面需要的一根。证明方法很简单，两部分元素，我们最终需要一个完整的树，所以这两部分中间一定有连线，我们用反证法，假如不用最小的那一根，走最后的生成树里面，我们把不是最小的那根换成最小的那根，因为它们的作用是相同的，连接两部分元素，所以作用上不会影响，但我们得到了一个总权重更小的最小支撑树，这和我们的本意不符，所以说一定会采用最小的那根。这便是Prim思想。
贪心（2）-2
例如这个图中有8个元素，及很多的连线，我们需要在其中找到7根连线连接这8个元素，并且这个7根连线的总权重是在可行方案里面最小的那7根。
首先我们分为两部分，A和不含A的部分，我们可以看见两部分间有三根连线，权重分别为4，6，7，按照我们上面的Prim证明，我们选用4这根线。
随后我们用了4把A，B连在了一起，这时候分为A，B和没有A，B的两部分，这两部分中最小的是6，因此我们选用6把D也拉进来。这时候分为A，B，D和没有A，B，D的两部分，也就是上面这幅图，其中我们发现2最小，选用2把G拉进来。
如此循环往复，最终得到我们的7根线，连接八个点，得到我们的最小支撑树。那我们来看看用矩阵储存的方式如何来实现吧。
最开始我们可以看见0到16号元素，也就是17个点，也就意味着我们要选用16条边，矩阵中的数字表示把列和行两个元素可以连接起来，并且权重大小就是数字大小。首先分为0号元素和非0号元素两部分，能和0连接的边里面9最小，所以选用9，连接0和15。粉红色说明是两部分之间的跨边，大红色是最优的选择边，蓝色的边是另一部分里的内部边。矩阵为什么只有一半呢？因为是无相边，另一半是对称的，所以一半就可以展示我们的效果了。
如此往复，但要注意，在执行的过程中，可能会出现灰色的边，这就说明是到了这部分来了的两个点间的连线，哪怕这种连线很小，但也不能选用，因为既然在一边了，说明肯定有连线，再选用必然会出现环，这和我们最小生成树的定义是不符合的。这个很容易搞错，博主在理解时一度没想明白，直到博主自己画了一个图：
这个图中也是类似的实现的，在采用3，和4后，0，1，2三个元素都已经在一起，那么我们往下选最小的，应该是5最小，但并不能选5，因为5连接的两个点，已经在一起了，这时候的5就对应上面图中灰色的部分。
最终得到我们的16条连线，生成我们的最小生成树！这便是Prim算法的矩阵实现过程，在我们写代码时可以用矩阵数组来实现。
但聪明的人肯定知道，一般这种二维数组，往往是复杂度很高的，并不是什么好的解决方案，我们的过程是每次得到符合条件的集合里面最小的那条连线，那这时候你会不会想到我们上面说优先级队列呢？
如果采用优先级队列，是一种很好的方法，每次得到最小的是log n的复杂度，一共n-1次，也就是n*log n的复杂度，这是极好的。但要注意的是，每有一条边被拉上去，我们的优先级队列就应该更新，被拉上之后的两部分间的连线组成新的优先级队列。
Prim算法讲完之后，让我们来看看我们的Kruskal算法来解决最小支撑树问题！
Kruskal算法的思想和Prim有点像，如果你能理解Prim算法，那么理解Kruskal起来也特别方便。Kruskal指出，我们把所有边都拿出来排个序，从小到大排序，然后我们不是要使权重最小嘛？那么最小的那条连线我们必选，它连接了两个点，第二小的连线我们必选，因为它也连接了两个点，那么第三小的边我们必不必选呢？答案是不。为什么呢？联想到我上面讲的灰色数字，你应该能想到，如果这时候三条边组成了一个环怎么办？这时候哪怕第三小的边很小，也不能选，也就是我画的那个图里面的权重为5那条边。那为什么前两个可以必选呢?答案很简单，三边才成环嘛，然后后面的每一条边的是否选择，我们都要判断，它连接的两个点，是不是已经在一起了！最终我们选出n-1条边，这就是Kruskal算法的思想。
贪心（2）-3
我们接着用图来看Kruskal算法，图的左边是17个在对角线上的方块，表示17个点，而且每个都是独立的，图的右边是点与点之间的边了。右边先选出全局最小的4，变成大红色，左边表示由权重为4的连线连接起来的8和12两个点。
下一步点8和点12在一起了，变成了同一列（表示已经连接起来了），我们再找第二小的连线，又是一个大红色的4，左边是由权重为4的连线连接起来的0和14两个点（也变成大红色表示要连起来了）。
过程就是如此，一直依次选出最小的，但一定用那个最小的吗？这可不一定，比如上图中明显左边5条绿线是一部分，右边三条绿线也已经连成了一部分，接下来最小的是粉红色的线，但我们并不采用，采用比红还要大一些的蓝色的线，这是因为红色的线构成了环，并不能被我们采用，所以选用除了红线外，符合条件的最小的线，也就是蓝线，并连接起来。
如此继续重复操作，右边灰色的表示是权重比较小的线但并不采用，因为是可以使之前的连接的点与点之间构成环。
最终我们得到右边一列，也就是表示已经17个点都连接起来了。
在用Kruskal算法时，我们会遇见一个很现实的问题，就是一直困扰我们的那个灰色的连线，在kruskal算法中，我们遇见灰色点是，你咋知道它是个一个灰色的点而不采用，有同学会说，那就看它连接的两个点是不是在一起了，也就是是否已经连接起来了，是一个部分。那么我们人好判断，但计算机怎么知道我们的两个点是不是同一部分呢？这是我们就推出并查集的概念，并查集可以很好的解决这个问题。就是我们的每一个部分选一个代表，类似于每个班有一个班长，你要想知道某两个同学A和B（点）是不是一个班（已经连接在一起的），那就看它们的班长是不是同一个人，如果A说我班长是C，B说我班长也是C那么这不就能说明他们是同一个班吗？上图中，寻找1号元素，我们得到，它班长是8，查4号元素，8号元素皆是如此。
如图，合并4和7号元素，但合并后，两个元素是一个班级了，他们头上挂的班长名字只能是一个人，那么右图中，四号头上的帽子变成了4。
再慢慢合并，这个过程中，合并两个部分的话，其实只要两个部分中任一元素和另一个元素中任一元素合并，就可以达到两个部分合并的效果，如图合并6和1的效果和合并5和4的效果是一样的。
合并过程中，如果用数组存储一个一个的元素的话，如果需要合并加入新元素，那是相当麻烦的，因为第一节课里我们就讲过，数字的特点是易查询，难增删。这时候不如采用链表来存储。
一个元素最开始的班长是自己，在合并的时候，有一个会改变，如上图中8号元素和11号元素一样，11把自己的头上帽子改变了，变成了8，表示要找到自己的最终班长，先找到8，找到8后发现8头上的帽子也是8，当一个元素自己头上的帽子就是自己后，说明这个元素就是这个集体的班长，这也是我们判断一个元素是不是班长的依据。
如图，合并第一和第三这两个集体时，只要把一个集体的班长头上的帽子改掉，把帽子换成另一个班的班长，表示他已经不是班长，他也属于另一个班了，同样，它下面的元素们，通过这个“曾经”的班长，最终都能找到新的班长，也就是两个集合合并后的效果，只有一个班长。
但这时候又会出现一个问题，在判断两个元素是不是一个集体，也就是是不是一个班时，需要查询他们的班长是不是同一个，在查询班长时，如果该元素上面的人太多，找到最终班长是一个很麻烦的事，时间复杂度将变得很高，那有解决方案吗？有的，这里提出两个优化，一是在每次合并两个集体时，总让小集体加入大集体，因为这样可以使链表组成的树的深度不再增加，树的深度是查询需要时间的指标。用数组查询的复杂度为1，但合并，一个集体完全加入到另一个集体（数组）中的复杂度为n，总复杂度为n。用链表的话，查询的复杂度为log n，合并最多也是log n。这是合并很快，总复杂度也很快。
第二个技巧就是路径压缩在查询班长时，查询很麻烦，但是我们查询到了之后，把这一路上所有元素的帽子都换成最终的班长，这样下次在查询时，之间可以查到最终的班长，这种方式是非常快的。
如图这样，从右边到左边，左边图中，大家之间知道自己班长是谁并指向他，下次查询时将特别方便，这是路径压缩的方法。可以设置反向引用，或者借助递归的方法达到该目的。
结尾
这次课学习了：二叉搜索树，散列表，优先级队列，最小生成树，Prim算法，Kruskal算法，并查集，及并查集优化的概念。希望博主好好掌握，万事开头难，一定要坚持并努力下去吖~
