您可以在DigitalOcean指南的“ 如何使用数据块存储”中了解如何设置。 无论您使用何种底层存储，本指南都可以帮助您将数据目录移到新的位置。...然后从MySQL提示符下选择数据目录： select @@datadir; +-----------------+ | @@datadir | +-----------------+ |...改变后面的路径来反映新的位置。...第3步 - 重新启动MySQL 现在我们已经更新了配置以使用新的位置，我们准备启动MySQL并验证我们的工作。...总结 在本教程中，我们已经将MySQL的数据目录移到新的位置，并更新了SELinux以适应调整。尽管我们使用的是块存储设备，但是这里的说明应该适用于重新定义数据目录的位置，而不考虑底层技术。
ul左旋，再对失衡节点u右旋 右左旋转：用于平衡情况，对失衡节点u失衡方向的右子节点ur右旋，再对失衡节点u左旋 LL - 插入节点是失衡节点u左子节点ul上的左子树节点 gif图中的高度是从叶子节点开始计算的...image 根据BST规则删除节点133，155替代133位置 从155位置往上检测到100为失衡节点u，左高右低为LR情况，对u左子节点ul=37左旋，再对u节点执行右旋(可以看成对50同时插入2个子节点导致...设b的红色子节点为r(类似avl的插入节点)，根据b和r的位置，可以将这种情况分为四个子情况(LL、LR、RL、RR): LL:b是其父节点(类似avl.u)的左子节点(类似avl.ul)，r是b的左子节点或...b的两个子节点都是红色，则对p进行右旋 LR:b是其父节点的左子节点(类似avl.ul)，r是b的右子节点，则对b进行左旋，再对p进行右旋 RR:b是其父节点的右子节点(类似avl.ur)，r是b的右子节点...，小于112的key作为112根节点的左子节点，大于112的key作为112根节点的右子节点，原插入节点位置的水平子树成为根节点左右子节点的子节点 删除 B树的删除比插入要复杂得多，因为我们可以从任何节点
其中，一个父结点的两个字节点分别叫做“左子节点”和“右子节点”。不过也不是所有父节点都有两个子节点，只有左子节点或者只有右子节点的情况也存在。...例如：将根节点存在了0位置，那么它的左子节点位置为1，右子节点的位置为2，而1位置元素的左子节点为3，右子节点为4，以此类推，可以完整的把二叉树表示出来； 二叉树是n（n>=0）个节点的有限集合，该集合可以为空...④、层次遍历： 定义：逐层的从根节点开始，每层从左至右遍历； 按照定义遍历的顺序遍历结果为：A B C D E F G H I J K 访问顺序如下图： ?...node.str.isEmpty()) { inThreading(node.leftNode); //如果该节点没有左子节点，则将前一个遍历的结点放入该左子节点的位置并将标志改为线索...，则将本节点放到前一个节点的右子节点的位置上并将标志改为线索 if (pre.rightNode==null||pre.rightNode.str==null) {
2.将 27 与其左子节点 17 比较，因为 27 大于等于 17，所以不需要交换位置。 3.将 27 与其右子节点 3 比较，因为 27 大于等于 3，所以不需要交换位置。...7.对于右子树，根节点为 3，将其与右子节点 16 比较，因为 3 小于 16，所以交换位置。 8.将 3 与其子树中的最大元素 16 比较，因为 16 大于等于 3，所以不需要交换位置。...9.递归调用 MAX-HEAPIFY(A, 3) 对左子树和右子树分别进行操作。 10.对于左子树，根节点为 16，将其与左子节点 13 比较，因为 16 大于等于 13，所以不需要交换位置。...17.递归调用 MAX-HEAPIFY(A, 3) 对左子树和右子树分别进行操作。 18.对于左子树，根节点为 5，将其与左子节点 7 比较，因为 5 大于等于 7，所以不需要交换位置。...将A[3]与其左右子节点进行比较。如果左子节点的值小于右子节点的值，那么交换这两个子节点的值。这样可以确保当前根节点的值大于或等于其左右子节点的值。 3.
也就是要掌握如何将非平衡的二叉树，调整为平衡二叉树 调整的做法不可能是增加节点或者是减少节点。而是对二叉树进行一个旋转的操作。...节点3代替节点2的位置，节点2作为节点3的左子节点，节点3原先的左子节点（如果有子节点）作为节点2的右子节点 右旋 如图6所示 图6中，最低失衡节点为节点2，失衡原因是因为节点0的添加。...左子树右旋中：最低失衡节点的左子树比右子树的高度大于1，并且最低失衡的节点只有左子树，并且左子树中只有左子节点，没有右子节点 右子树左旋中，最低失衡节点的右子树比左子树的高度大于1，并且最低失衡的节点中只有右子树...为什么拿最低失衡节点的子节点代替失衡节点位置不行？因为该子节点在左子树中的顺序不是出于中间位置，因为该子节点小于父节点，也小于其右子节点。所以让其右子节点代替父节点位置。...找最低失衡节点，那就是找从最底层（叶子节点层）往最高层（root层）中最先出现左右子树高度差大于1的节点。
新插入的节点为15，一般新插入颜色都为红色，那么我们发现直接插入会违反规则3，改为黑色却发现违反规则4。这时候我们将其父节点颜色改为黑色，父节点的兄弟节点颜色也改为黑色。...②、右旋 首先要说明的是节点本身是不会旋转的，旋转改变的是节点之间的关系，选择一个节点作为旋转的顶端，如果做一次右旋，这个顶端节点会向下和向右移动到它右子节点的位置，它的左子节点会上移到它原来的位置...将y的左子节点赋给x的右子节点,并将x赋给y左子节点的父节点(y左子节点非空时) * 2. 将x的父节点p(非空时)赋给y的父节点，同时更新p的子节点为y(左或右) * 3. ...将y的左子节点赋给x的右子节点，并将x赋给y左子节点的父节点(y左子节点非空时) RBNode y = x.right; x.right = y.left; if(y.left !...将x的右子节点赋给y的左子节点,并将y赋给x右子节点的父节点(x右子节点非空时) * 2. 将y的父节点p(非空时)赋给x的父节点，同时更新p的子节点为x(左或右) * 3.
，也就是下标为数组长度-1 (len - 1) 的元素就是最后一个叶子节点，既然知道了最后一棵子树根节点的左孩子节点，那么就可以推出根节点的位置了，p 的下标为：(len-1-1)/2 后续根节点和左孩子节点的值如何确定...而孩子节点 c 则需要通过根节点的位置进行推导，c 的下标为：2*p+1 右孩子值更大怎么办 把左孩子节点记作 c(child)，每次都是 c(child) 与根节点 p(parent) 进行交换...，那要是右孩子节点比左孩子节点要大呢？...由于 c(child) 最先是指向左孩子的， 若左孩子节点 > 右孩子节点，继续进行交换 若左孩子节点 右孩子结点，则 child++，让 child 代表右孩子 这一切都是发生在每一次准备进行交换的前一刻...的指向改为指向更小的那个节点： if (child + 1 < end && elem[child + 1] < elem[child]) {child++;} parent 和 child 交换的条件改为
str.count(sub) 返回：sub在str中出现的次数 str.find(sub) 返回：从左开始，查找sub在str中第一次出现的位置。...如果str中不包含sub，返回 -1 str.index(sub) 返回：从左开始，查找sub在str中第一次出现的位置。...如果str中不包含sub，举出错误 str.rfind(sub) 返回：从右开始，查找sub在str中第一次出现的位置。...如果str中不包含sub，返回 -1 str.rindex(sub) 返回：从右开始，查找sub在str中第一次出现的位置。...str.ljust(width) 返回：长度为width的字符串，将原字符串左对齐放入该字符串，其它空余位置为空格。
说起来很怪异，大家看下图： 图中，身为右孩子的Y取代了X的位置，而X变成了自己的左孩子。此为左旋转。 右旋转： 顺时针旋转红黑树的两个结点，使得父结点被自己的左孩子取代，而自己成为自己的右孩子。...大家看下图： 图中，身为左孩子的Y取代了X的位置，而X变成了自己的右孩子。此为右旋转。 局面1：新结点（A）位于树根，没有父结点。...很简单，如果局面4中的父结点B是右孩子，则成为了局面5的镜像，原本的右旋操作改为左旋；如果局面5中的父结点B是右孩子，则成为了局面4的镜像，原本的左旋操作改为右旋。...于是我们复制结点6到原来结点5的位置： 被选中的结点6，仅大于结点5，因此一定没有左孩子。...子情况5，结点2的父结点随意，兄弟结点B是黑色右孩子，左侄子结点是红色，右侄子结点是黑色： 这种情况下，首先以结点2的兄弟结点B为轴进行右旋： 接下来结点B变为红色，结点C变为黑色： 这样的变化转换成了子情况
他们不同的区别就是在遍历过程中查找树的根、左节点、右节点的顺序，同样由于遍历树惯用递归的方式，所以所谓的查找顺序不同就是在递归过程中打印节点数据时的代码位置不同而已，如果这句话你看的比较绕，那么在后面的代码中你将会恍然大悟...【三种遍历方式的顺序】 先序遍历：先根、再左、后右 中序遍历：先左、再根、后右 后续遍历：先坐、再右、后根 一定要注意，由于是递归，所以每当遇到一个非叶子节点的时候，都要重新应用规则（相当于代码中递归入口...F 最后：遍历出来的顺序就是 A B D E C F 使用中序遍历的顺序如下（左、根、右）： 第一步：找到 A 的左侧节点 B，发现其是非叶子节点，则重新应用规则向下找，B 的左节点是 D，并且没有子节点...A 为根节点的根，输出 A 第五步：查找 A 的右子节点是 C ，但由于其是非叶子节点，所以重新应用规则，找 C 的左侧节点，由于 C 没有左子几点，输出根 C 第六步：输出根 C 完成后继续查找其右子节点...想改为后序遍历也是一样。
红黑树的左旋 左旋：以某个节点作为支点(旋转节点)，其右子节点变为旋转节点的父节点，右子节点的左子节点变为旋转节点的右子节点，旋转节点的左子节点保持不变。...右子节点的左子节点相当于从右子节点上“断开”，重新连接到旋转节点上。...左旋的代码分三步实现： 1. 将旋转节点的右子节点的左子节点变为旋转节点的右子节点。 2. 将旋转节点变为右子节点的左子节点。 3. 将右子节点替换旋转节点的位置，作为旋转节点父节点的子节点。...左子节点的右子节点相当于从左子节点上“断开”，重新连接到旋转节点上。...右旋的代码分三步实现： 1. 将旋转节点的左子节点的右子节点变为旋转节点的左子节点。 2. 将旋转节点变为左子节点的右子节点。 3. 将左子节点替换旋转节点的位置，作为旋转节点父节点的子节点。
2）将根结点与左、右子树中较小元素的进行交换。...3）若与左子树交换：如果左子树堆被破坏，即左子树的根结点不满足堆的性质，则重复方法 （2）. 4）若与右子树交换，如果右子树堆被破坏，即右子树的根结点不满足堆的性质。...算法的实现： 从算法描述来看，堆排序需要两个过程，一是建立堆，二是堆顶与堆的最后一个元素交换位置。所以堆排序有两个函数组成。一是建堆的渗透函数，二是反复调用渗透函数实现排序的函数。...如果右孩子大于左孩子(找到比当前待调整结点大的孩子结点) ++child ; } if(H[s]的子结点大于父结点 H[s] = H[child...]; // 那么把较大的子结点往上移动，替换它的父结点 s = child; // 重新设置s ,即待调整的下一个结点的位置 child = 2*s+1; } else {
我们把根节点存储在下标 i = 1 的位置，那左子节点存储在下标 2 * i = 2 的位置，右子节点存储在 2 * i + 1 = 3 的位置。...以此类推，B 节点的左子节点存储在 2 * i = 2 * 2 = 4 的位置，右子节点存储在 2 * i + 1 = 2 * 2 + 1 = 5 的位置。...我来总结一下，如果节点 X 存储在数组中下标为 i 的位置，下标为 2 * i 的位置存储的就是左子节点，下标为 2 * i + 1 的位置存储的就是右子节点。...如果要插入的数据比节点的数据大，并且节点的右子树为空，就将新数据直接插到右子节点的位置；如果不为空，就再递归遍历右子树，查找插入位置。...同理，如果要插入的数据比节点数值小，并且节点的左子树为空，就将新数据插入到左子节点的位置；如果不为空，就再递归遍历左子树，查找插入位置。 3.
，仅作为第5点平衡计算使用 红色节点的子节点一定是黑的，也就是说不能出现红红相连的情况 重点讲讲第五点 从任意节点，到叶子节点，其经过的路径上，黑色节点的个数都是一致的 比如说5这个节点，到达叶子节点一共有...-> 当前节点的父节点 * 2、将当前节点的父节点 -> 右子树的左节点 | 右儿子变爸爸，爸爸变左儿子 * 3、原先右节点的左子树 -> 改为当前节点的右节点...-> 左子树的右节点 | 左儿子变爸爸，爸爸变右儿子 * 3、原先左节点的右子树 -> 改为当前节点的左节点 * * @param node...-> 当前节点的父节点 * 2、将当前节点的父节点 -> 右子树的左节点 | 右儿子变爸爸，爸爸变左儿子 * 3、原先右节点的左子树 -> 改为当前节点的右节点...-> 左子树的右节点 | 左儿子变爸爸，爸爸变右儿子 * 3、原先左节点的右子树 -> 改为当前节点的左节点 * * @param node
= t) return false; //t的父节点的左子节点或者右子节点应该为t if (tp != null && t != tp.left && t !...= tp.right) return false; //t的左子节点的父节点应该为t且t的左子节点的has值小于t的哈希值 if (tl !...= null) { p的左子节点变为l的右子节点，lr指向这个节点，如果不为空则将这个节点的父节点改为p if ((lr = p.left = l.right) !...= null) { r的左子节点变为p的右子节点，rl指向这个节点，如果不为空则将这个节点的父节点改为p if ((rl = p.right = r.left) !...= p.parent) == null) (root = r).red = false; //反之p为pp的左子节点的话，将r改为pp的左子节点
二叉树结构 二叉树是一种特殊的树，每个父结点最多只能用有两个子结点。 在树中，按照结点的“继承”关系可以分为父结点和子结点； 按照结点的位置关系可以分为根结点，中间结点和叶结点。...前序遍历：根结点—>左子结点—>右子结点，10、6、4、8、14、12、16； 中序遍历：左子结点—>根结点—>右子结点，4、6、8、10、12、14、16； 后序遍历：左子结点—>右子结点—...*/ printf("%c",T->data);/* 显示结点数据，可以更改为其它对结点操作 */ InOrderTraverse(T->rchild); /* 最后中序遍历右子树 *...*/ PostOrderTraverse(T->rchild); /* 再后序遍历右子树 */ printf("%c",T->data);/* 显示结点数据，可以更改为其它对结点操作...PreOrderTraverse(T->lchild)，但是4没有左子结点，进入一下第3层递归又退出回到第2层，执行PreOrderTraverse(T->rchild)但是4没有右子结点，进入一下第3
与查找操作相似，由于二叉搜索树的特殊性，待插入的节点也需要从根节点开始进行比较，小于根节点则与根节点左子树比较，反之则与右子树比较，直到左子树为空或右子树为空，则插入到相应为空的位置，在比较的过程中要注意保存父节点的信息...及 待插入的位置是父节点的左子树还是右子树，才能插入到正确的位置。...②、删除有一个子节点的节点 删除有一个子节点的节点，我们只需要将其父节点原本指向该节点的引用，改为指向该节点的子节点即可。 ?...算法：程序找到删除节点的右节点，(注意这里前提是删除节点存在左右两个子节点，如果不存在则是删除情况的前面两种)，然后转到该右节点的左子节点，依次顺着左子节点找下去，最后一个左子节点即是后继节点；如果该右节点没有左子节点...②、后继节点是删除节点的右子节点的左子节点 ?
左旋：选中某个节点作为旋转节点，旋转节点的右子节点将会变成旋转节点的父节点，旋转节点的左子节点继续保持不变，但右子节点的左子节点则会变成旋转节点的右子节点。...右旋：选中某个节点作为旋转节点，旋转节点的左子节点将会变成旋转节点的父节点，旋转节点的右子节点继续保持不变，但左子节点的右子节点则会变成旋转节点的左子节点。...因为此时旋转节点35变成了节点38的子节点，而节点38又本身有左右子节点的话，那么肯定要把节点38的左子节点挂到旋转节点35的右子树上(这个左子节点满足比旋转节点35大，比节点38小)。...，可以供大家简单理解和记忆，其中，下边表格中的类型表示的是从祖父节点(PP)看起，节点位于父节点的什么位置，举个类型左左的例子，说的是父节点(P)在祖父节点(PP)的左边，插入节点在父节点(P)的左边。...删除情景2： 情景2的删除情形是删除节点是黑节点删除节点是其父节点的右子节点(其实就是前继节点)、删除节点的兄弟节点是黑节点以及删除节点的兄弟节点的左子节点是红节点，右子节点任意颜色。
这里我们要特别注意一下节点5的位置，它的原始位置是k2的右子树，而k2又是k1的左子树，根据二叉查找树的性质，k2的右子树中的值是大于k2，小于k1的。...将k2作为新树的节点，k2的右子树改为k1，k1的左子树改为k2的右子树。更新k1和k2的高度。完成上面的操作，我们得到一个新的AVL平衡二叉树。下面我们进入具体编码。...同样在第二个insert方法中，递归调用时，根据不同的条件，将返回值给到当前节点的左或右子节点。...将k2作为新树的节点，k2的左子树改为k1，k1的右子树改为k2的左子树。更新k1和k2的高度。...我们只有将k3作为新的根节点才能满足平衡条件，将k3移动到根节点我们需要旋转两次，第一次先在k2节点进行右旋转，将k3旋转到k1的左子节点的位置，如图：然后再在k1位置进行左旋转，将k3移动到根节点，如图
,直接插入即可 { root = new Node(key);//因为子递归的参数是引用,所以可以直接将找到的空位置改为新结点 return true; } if (root->_key...是父的右孩子就托孤到父亲的右指针 { parent->_right = cur->_left; } else //是父的左孩子就托孤到父亲的左指针...{ root = root->_right; //因为是引用,所以可以直接将自己改为右孩子 } else if (root->_right == nullptr) //右空托左孤...{ root = root->_left; //因为是引用,所以可以直接将自己改为左孩子 } else //都有找接班 { //找替代结点(左子树的最右值...,那么再找自己删自己的时候就不能 //从根节点开始找,因为对新根来说自己比它大一点那应该在右子树去找, //但实际自己被换到了左子树,所以应该一开始就在根结点的左子树找自己
领取专属 10元无门槛券
手把手带您无忧上云
云服务器
ICP备案
腾讯会议
云直播
对象存储
