F#PurelyFunctionalDataStructures WeightBiasedLeftistHeap ex 3.4
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我正在研究Okasaki的纯功能数据结构,并尝试构建事物的F#实现。我也正在阅读本书中列出的练习(有些练习很有挑战性)。好吧,我坚持练习3.4,该练习要求修改WeightBiasedLeftistHeap的合并功能,以使其在单遍执行,而不是原始的2遍实现。
我还无法弄清楚该怎么做,希望能提出一些建议。在SO上还有另一篇文章,其中的一个人是通过几乎内联makeT函数来使用SML来完成的。我开始走这条路线(在有评论的3.4节“第一次尝试”中。但是放弃了这种方法,因为我认为这实际上并不是一次完成的(直到到达一片叶子然后展开并重建树) )。在将其解释为仍然是两遍合并时,我错了吗?
这是我的WeightBiasedLeftistHeap完整实现的链接。
这是我在F#中执行此操作的失败尝试:
type Heap<\'a> =
| E
| T of int * \'a * Heap<\'a> * Heap<\'a>
module WeightBiasedLeftistHeap =
exception EmptyException
let weight h =
match h with
| E -> 0
| T(w, _,_,_) -> w
let makeT x a b =
let weightA = weight a
let weightB = weight b
if weightA >= weightB then
T(weightA + weightB + 1, x, a, b)
else
T(weightA + weightB + 1, x, b, a)
// excercise 3.4 first try
// let rec merge3_4 l r =
// match l,r with
// | l,E -> l
// | E,r -> r
// | T(_, lx, la, lb) as lh, (T(_, rx, ra, rb) as rh) ->
// if lx <= rx then
// let right = merge3_4 lb rh
// let weightA = weight la
// let weightB = weight right
//
// if weightA >= weightB then
// T(weightA + weightB + 1, lx, la, right)
// else
// T(weightA + weightB + 1, lx, right, la)
// else
// let right = merge3_4 lh rb
// let weightA = weight ra
// let weightB = weight right
//
// if weightA >= weightB then
// T(weightA + weightB + 1, rx, ra, right)
// else
// T(weightA + weightB + 1, rx, right, ra)
// excercise 3.4 second try (fail!)
// this doesn\'t work, I couldn\'t figure out how to do this in a single pass
let merge3_4 l r =
let rec merge\' l r value leftChild =
match l,r with
| l,E -> makeT value leftChild l
| E,r -> makeT value leftChild r
| T(_, lx, la, lb) as lh, (T(_, rx, ra, rb) as rh) ->
if lx <= rx then
merge\' lb rh lx la //(fun h -> makeT(lx, la, h))
else
merge\' lh rb rx ra //(fun h -> makeT(rx, ra, h))
match l, r with
| l, E -> l
| E, r -> r
| T(_, lx, la, lb) as lh, (T(_, rx, ra, rb) as rh) ->
let lf = fun h -> makeT(lx, la, h)
if lx <= rx then
merge\' lb rh lx la // (fun h -> makeT(lx, la, h))
else
merge\' lh rb rx ra // (fun h -> makeT(rx, ra, h))
let rec merge l r =
match l,r with
| l,E -> l
| E,r -> r
| T(_, lx, la, lb) as lh, (T(_, rx, ra, rb) as rh) ->
if lx <= rx then
makeT lx la (merge lb rh)
else
makeT rx ra (merge lh rb)
let insert3_4 x h =
merge3_4 (T(1,x,E,E)) h
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死狸蔽垂藐
。此处需要的关键见解(如另一个SO线程的编辑中所述)是您无需执行合并即可知道结果的大小,因此不需要知道新树的哪一侧。应该继续。这是因为
的大小将始终为
,可以在合并之外进行计算。 请注意,普通左撇子堆的原始
函数不共享此属性,因此无法以这种方式进行优化。 然后,从本质上讲,您内联了对makeT的两个调用,并将形式“ 5”的调用转换为“ 3”。 进行此更改后,结果函数将比原始函数更懒惰,因为它可以在评估递归合并之前返回结果的根。 同样,在涉及锁和变异的并发环境中,新的实现可以通过沿途为每个节点获取和释放锁来支持更多的并发,而不是锁定整个树。 (当然,这仅适用于非常轻巧的锁。)
磐剩
操作会递归调用that7 pass(这是第一遍),并在到达堆末尾时进行递归调用( two9ѭ中的前两种情况),它将新构造的堆返回给调用方,并多次调用
(这是第二遍)。 我不认为只需要简单地内联
就可以了(如果是的话,只需在
内加上
即可,而且不会降低代码的可读性:-))。 但是,可以做的是修改ѭ7函数以使用“继续传递”样式,其中“工作的其余部分”作为函数传递给递归调用(因此,堆栈上没有待处理的工作在第一遍完成后完成)。可以这样完成:
我不完全相信这是正确的答案-它只执行一次通行证,但是(继续进行)汇总的工作意味着通行证的长度要长两倍。但是,我没有找到一种简化方法,因此这可能是正确的答案...