Zugriff auf Elemente im B + -Baum. Höhe eines B + -Baums. Einfache Operationen auf B + -Bäumen. Anzahl der Blätter bei minimaler Belegung

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1 Höhe eines B + -Baums Zugriff auf Elemente im B + -Baum Anzahl der Blätter bei minimaler Belegung Anzahl von (eindeutigen) Elementen bei minimaler Belegung Anzahl der Blätter bei maximaler Belegung Anzahl von Elementen bei maximaler Belegung da die Nutzdaten in den Blättern gespeichert sind, erfordert jeder Zugriff genau h Knotenzugriffe sequentieller Zugriff: h interne Knoten + alle Blätter Dann ergibt sich die Höhe eines B + -Baums Beispiel: range query (z.b. DB-Anfragen vom Typ finde alle Studenten mit Matrikelnummner zwischen N und N 2 ). Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 23. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 24 Einfache Operationen auf B + -Bäumen Beispiel (k=l=2) Einfügen interne Knoten genauso wie bei B-Bäumen Blätter nach dem gleichen Prinzip, es muß garantiert werden, daß größere Schlüssel vom neuen Knoten als Seperator in den Vaterknoten kopiert werden Löschen füge ein: 45 leichter als bei B-Bäumen 4 denn Schlüssel in den internen Knoten sind nur Seperatoren, sie dürfen nicht entfernt werden Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 25. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 26

2 Vergleich zwischen B-Bäumen und B + -Bäumen 4 B-Baum B + -Baum Nutzdaten in allen Knoten Nutzdaten nur in den Blättern Keine Schlüssel-Redundanz Schlüssel-Redundanz lösche: 28, 4, 46 4 höhere Bäume wegen großer Seperatoren Sequentieller Zugriff auf Folge von Schlüsseln ist aufwendiger niedrigere Bäume (große Breite) wegen kleiner Seperatoren Sequentieller Zugriff = Traversierung einer linearen Liste vereinfachter Lösch-Algorithmus n min = 2(k+) h- - n min = 2k(k+) h n max = (2k+) h - n max = 2k(2k+) h-. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 27. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 28 Fallstudie: B-Bäume im Vergleich zu B + -Bäumen Präfix-B-Bäume Parameter: Nutzdaten: Seitengröße = 248 Byte = 2kB Zeiger, Zähler, Schlüssel = 4 Byte eingebettete Speicherung L D = 76 Byte separate Speicherung L D = 4 Byte B-Baum (eingebettet): k = (L-L M -L P )/2 (L K +L D +L P ) = ( ) / 2 ( ) = 2 B-Baum (separate Speicherung): k = (L-L M -L P )/2 (L K +L D +L P ) = ( ) / 2 ( ) = 85 besonders günstig für Strings mit variabler Länge Präfix-B-Baum ist ein B-Baum, in dem kleine Präfixe der Schlüssel als Separator benutzt werden Präfix-B-Bäume benötigen weniger Platz und erlauben einen größeren Fan-Out für die Schlüssel Engels, Hegel, Kant, Marx, Plato, Schopenhauer genügt der erste Buchstabe interne Knoten im B + -Baum: k = (L-L M -L P )/2 (L K +L P ) = ( ) / 2 (4 + 4) = 27 Beispiel: pr Blätter im B + -Baum (eingebettet): l = (L-L M -2L P )/2 (L K +L D ) = ( ) / 2 (4 + 76) = 2 Blätter im B + -Baum (separate Speicherung): l = (L-L M -2L P )/2 (L K +L P ) = ( ) / 2 (4 + 4) = 27 Plan Planung oft ist es günstiger, lange Zeichenketten zu komprimieren, z.b. Produkt, 7ion, 8vität, 5zent Produkt Produktion Produktivität Produzent. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 29. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 3 2

3 Bulk-Loading von B-Bäumen Beispiel B-Bäume können schrittweise (durch Einfügen eines einzelnen Schlüssels) oder als Index für bereits vorhanden Daten erstellt werden Schrittweise Erstellung ist nicht effizient Bulk-Loading B + -Baum mit k = l = (aus Platzgründen) beginne mit den sortierten Schlüssel-Zeiger-Paaren und einer leeren Wurzel Wurzel 3 Schritte lese Daten und extrahiere die Schlüssel-Zeiger-Paare sortierte Seiten, noch nicht im Index sortiere die Paare * * 2* 2* 3 4 erstelle den Index und aktualisiere 6 2* 2* 3 4 * *. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 32. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 33 2* * * 2* * * 2* 2* Bem.: dieser einfache Algorithmus erzeugt fast minimale Belegung Wie kann diese Belegung verbessert werden? * * 2* 2* 3. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 34. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 35 3

4 Demo Komplexitätsanalyse für B-Bäume Annahmen: jeder Knoten benötigt nur einen Zugriff auf externe Daten und jeder modifizierte Knoten wird nur einmal geschrieben Anzahl der Schlüssel-Zugriffe: Suche Pfad von Wurzel zu Knoten/Blatt falls lineare Suche im Knoten: O(k) pro Knoten insgesamt O(k log k n) Zugriffe im Worst-ase Aber: wirklich teuer sind read/write auf Platte renzen für den Lesezugriff beim Suchen (f = fetch ): Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 36. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 37 Kosten für Insert f = Anzahl "Fetches", w = Anzahl "Writes" 2 Fälle: kein Split: f min = h, w min = Wurzel-Split: f max = h, w max = 2h+ bei maximalen Split-Operationen ist das Einfügen teuer, das passiert aber selten Abschätzung der Split-Wahrscheinlichkeit: höchste Split-Zahl (rel. zur Anzahl Knoten) tritt auf bei der Konstruktion eines minimal belegten Baums Anzahl der Knoten im minimal belegten Baum ist: im minimal belegten Baum gibt es höchstens N(n)- Splits, die Wahrscheinlichkeit für einen Split ist daher Eine Insert-Operation erfordert das Schreiben einer Seite, eine Split-Operation erfordert ungefähr 2 Schreib-Operationen durchschnittlicher Aufwand für Insert:. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 39. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 4 4

5 Kosten für Löschen Durchschnittliche Kosten für Löschen Mehrere Fälle:. Best-ase: b > k, kein Underflow f min = h w min = 2. "Underflow" wird durch Rotation beseitigt (keine Fortpflanzung): f rot = h+ w rot = 3 3. Mischung ohne Fortpflanzung: f mix = h+ w mix = 2 4. Worst-ase: Mischen bis hinauf zum Wurzel-Kind, Rotation beim Wurzel-Kind: f max = 2h- w max = h+ Obere Schranke unter der Annahme, daß alle Schlüssel nacheinander gelöscht werden kein Underflow: f = h, w 2 Zusätzliche Kosten für die Rotation (höchstens ein Underflow pro gelöschtem Schlüssel): f 2 =, w 2 2 Zusätzliche Kosten für das Mischen: Mix-Operation = Elemente eines Knotens in Nachbarknoten mischen und Knoten löschen, d.h., Mix mit Propagation = bis zu h Mix-Op. maximale Anzahl von Mix-Operationen: Kosten pro Mix-Operation: read und write zusätzliche Kosten pro Schlüssel:. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 4. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 42 Digitale Suchbäume & Binäre Tries Addition ergibt: Bisher: Traversierung durch Baum wurde gelenkt durch Vergleich zwischen gesuchtem Key und Key im Knoten Idee: lenke Traversierung durch Bits/Ziffern/Zeichen im Key Ab jetzt: Schlüssel sind Bitketten / Zeichenfolgen feste Länge ->,,, variable Länge -> $, $, $, $ Anwendung IP-Routing, Paket-Klassifizierung, Firewalls IPv4 32 bit IP-Adresse IPv6 28 bit IP-Adresse. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 43. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 44 5

6 Digitale Suchbäume (DST = digital search trees) Beispiel Annahme: feste Anzahl an Bits Starte mit leerem Suchbaum: Konstruktion: Wurzel enthält irgendeinen Schlüssel alle Schlüssel, die mit beginnen, sind im linken Unterbaum alle Schlüssel, die mit beginnen, sind im rechten Unterbaum linker und rechter Unterbaum sind jeweils Unterbäume der verbleibenden Schlüssel füge den Schlüssel ein Bemerkungen: Aussehen des Baumes hängt von der Reihenfolge des Einfügungens ab! Es gilt nicht: Keys (ilnker Teilb.) < Key in Wurzel < Keys( rechter Teilb.)! Es gilt aber: Keys (linker Teilbaum) < Keys(rechter Teilbaum). Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 45. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 46 Python-ode Suchen: vergleiche gesuchten Key mit Key im Knoten falls gleich: fertig sonst: vergleiche auf der i-ten Stufe das i-te Bit rechter Unterbaum linker Unterbaum Anzahl der Schlüsselvergleiche: O(Höhe) = O(#Bits pro Schlüssel) def digit(value, bitpos): return (value >> bitpos) & x def searchr(node, key, d): if node == None: return None if key == node.item.key: return node.item if digit(key, d) == : return searchr(node.left, key, d+) else: return searchr(node.right, key, d+) Komplexität aller Operationen (Suchen, Einfügen, Löschen) : O( (#Bits pro Schlüssel) 2 ) hohe Komplexität wenn Schlüssellänge sehr groß class DigitalSearchTree:... def search(self,key): return searchr(self.head, key, ). Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 47. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 48 6

7 Binäre Tries Einfügen Ziel: höchstens Schlüsselvergleich pro Operation Zum Begriff: Information Retrieval Aussprache wie "try" 2 Arten von Knoten Verzweigungsknoten: linke und rechte Kindsknoten, keine Datenfelder Elementknoten: keine Kindsknoten, Datenfeld mit Schlüssel Füge Schlüssel ein: Kosten: Vergleich. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 49. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 5 Entfernen Entfernen Entferne Schlüssel : Entferne Schlüssel : Kosten: Vergleich Kosten: Vergleich. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 5. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 52 7

8 Implementierung class Trie:... def insert(self,item): self.head = insertr(self.head, item, ) def insertr(node, item, d): if node == None: return TrieNode(item) if (node.left == None) and (node.right == None): return split( TrieNode(item), node, d ) if digit(item.key, d) == : node.left = insertr(node.left, item, d+) else: node.right = insertr(node.right, item, d+) return node def split(nodep, nodeq, d): noden = TrieNode(None) splitcase = 2 * digit(nodep.item.key, d) + digit(nodeq.item.key, d) if splitcase == : # noden.left = split(nodep, nodeq, d+) elif splitcase == 3: # noden.right = split(nodep, nodeq, d+) elif splitcase == : # noden.left = nodep noden.right = nodeq elif splitcase == 2: # noden.left = nodeq noden.right = nodep else: print "an't happen!" return noden. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 53. Zachmann Informatik 2 - SS 6 Bäume 54 8