数据结构之哈希表
一、哈希概念
顺序结构以及平衡树中，元素关键码与其存储位置之间没有对应的关系，因此在查找一个元素时，必须要经过关键码的多次比较。顺序查找时间复杂度为O(N)，平衡树中为树的高度，即O(
l
2
N
log2N)，搜索的效率取决于搜索过程中元素的比较次数
理想的搜索方法：可以不经过任何比较，一次直接从表中得到要搜索的元素。
如果构造一种存储结构，通过某种函数(hashFunc)使元素的存储位置与它的关键码之间能够建立一一映射的关系，那么在查找时通过该函数可以很快找到该元素
当向该结构中：
搜索元素
对元素的关键码进行同样的计算，把求得的函数值当做元素的存储位置，在结构中按此位置取元素比较，若关键码相等，则搜索成功
该方式即为哈希(散列)方法，哈希方法中使用的转换函数称为哈希(散列)函数，构造出来的结构称为哈希表(Hash Table)(或者称散列表)
这种方法在理想状态下通俗来讲就是更具某种对应关系构造一个萝卜一个坑，查找时只需要根据对应的坑找这个萝卜，但这种方法必定会出现一个坑对应了多个萝卜的情况，专业来讲这种情况叫做哈希冲突，而如何解决哈希冲突则是哈希表的实现关键
二、哈希冲突
ki和
k
j
k_j
kj(i != j)，有
k
ki !=
k
j
k_j
k
i
k_i
k
j
k_j
kj)，即：不同关键字通过相同哈希哈数计算出相同的哈希地址，该种现象称为哈希冲突或哈希碰撞
三、哈希函数
常见哈希函数
- 直接定址法–(常用)
取关键字的某个线性函数为散列地址：Hash（Key）= A*Key + B
优点：简单、均匀
缺点：需要事先知道关键字的分布情况
使用场景：适合查找比较小且连续的情况
面试题：字符串中第一个只出现一次字符 - 除留余数法–(常用)
设散列表中允许的地址数为m，取一个不大于m，但最接近或者等于m的质数p作为除数，
按照哈希函数：Hash(key) = key% p(p<=m),将关键码转换成哈希地址 - 平方取中法–(了解)
假设关键字为1234，对它平方就是1522756，抽取中间的3位227作为哈希地址；
再比如关键字为4321，对它平方就是18671041，抽取中间的3位671(或710)作为哈希地址
平方取中法比较适合：不知道关键字的分布，而位数又不是很大的情况 - 折叠法–(了解)
折叠法是将关键字从左到右分割成位数相等的几部分(最后一部分位数可以短些)，然后将这
几部分叠加求和，并按散列表表长，取后几位作为散列地址
折叠法适合事先不需要知道关键字的分布，适合关键字位数比较多的情况 - 随机数法–(了解)
选择一个随机函数，取关键字的随机函数值为它的哈希地址，即H(key) = random(key),其中
random为随机数函数。
通常应用于关键字长度不等时采用此法 - 数学分析法–(了解)
设有n个d位数，每一位可能有r种不同的符号，这r种不同的符号在各位上出现的频率不一定
相同，可能在某些位上分布比较均匀，每种符号出现的机会均等，在某些位上分布不均匀只
有某几种符号经常出现。可根据散列表的大小，选择其中各种符号分布均匀的若干位作为散
列地址
通常适合处理关键字位数比较大的情况，如果事先知道关键字的分布且关键字的若干位分布较均匀的情况
注意：哈希函数设计的越精妙，产生哈希冲突的可能性就越低，但是无法避免哈希冲突
四、哈希冲突解决
闭散列
闭散列：也叫开放定址法，当发生哈希冲突时，如果哈希表未被装满，说明在哈希表中必然还有
空位置，那么可以把key存放到冲突位置中的“下一个” 空位置中去。那如何寻找下一个空位置
呢？
闭散列的思考
思考:哈希表什么情况下进行扩容?如何扩容?
这里需要引入哈希表的负载因子的概念，由于我们实现的是开放定址法，一但发生冲突以后就需要逐个往后找空位而能否快速找到这个位置与当前未空的比例有关，而负载因子的定义就与此有关
散列表的载荷因子定义为：α = 填入表中的元素个数 / 散列表的长度
α是散列表装满程度的标志因子，由于表长是定值，α与“填入表中的元素个数”成正比，所以，α越大，表明填入表中的元素越多，产生冲突的可能性就越大，反之，α越小，标明填入表中的元素越少，产生冲突的可能性就越小
实际上，散列表的平均查找长度是载荷因子α的函数，只是不同处理冲突的方法有不同的函数
对于开放定址法，荷载因子是特别重要因素，应严格限制在0.7-0.8以下。超过0.8，查表时的CPU缓存不命中(cachemissing）按照指数曲线上升。因此，一些采用开放定址法的hash库，如Java的系统库限制了荷载因子为0.75，超过此值将resize散列表
线性探测
线性探测：从发生冲突的位置开始，依次向后探测，直到寻找到下一个空位置为止
比如下图中的场景，现在需要插入元素44，先通过哈希函数计算哈希地址，hashAddr为4，因此44理论上应该插在该位置，但是该位置已经放了值为4的元素，即发生哈希冲突。
插入
通过哈希函数获取待插入元素在哈希表中的位置
如果该位置中没有元素则直接插入新元素，如果该位置中有元素发生哈希冲突，
使用线性探测找到下一个空位置，插入新元素
删除
采用闭散列处理哈希冲突时，不能随便物理删除哈希表中已有的元素，若直接删除元素会影响其他元素的搜索
比如删除元素4，如果直接删除掉，44查找起来可能会受影响，因此线性探测采用标记的伪删除法来删除一个元素
线性探测的实现
namespace Tlzns
{
enum status
{
Empty,
Exist,
Delete
};
template<class K,class V>
struct HashData
{
pair<K, V> _kv;
status _s;
};
template<class K>
struct HashFunc
{
size_t operator()(const K& key)
{
return (size_t)key;
}
};
//针对string特化
template<>
struct HashFunc<string>
{
size_t operator()(const string& key)
{
size_t hash = 0;
for (auto e : key)
{
hash *= 13;
hash += e;
}
return hash;
}
};
template<class K, class V, class Hash = HashFunc<K>>
class HashTable
{
public:
HashTable(size_t n = 10)
{
_t.resize(n);
}
bool Insert(const pair<K, V>& kv)
{
if (Find(kv.first))
{
return false;
}
Hash hf;
//扩容
if (_n * 10 / _t.size() > 7)
{
size_t newsize = _t.size() * 2;
HashTable newtable(newsize);
for (int i = 0; i < _n; i++)
{
if (_t[i]._s == Exist)
{
newtable.Insert(_t[i]._kv);
}
}
swap(_t, newtable._t);
}
size_t hashi = hf(kv.first) % _t.size();
while (_t[hashi]._s == Exist)
{
hashi++;
}
_t[hashi]._kv = kv;
_t[hashi]._s = Exist;
_n++;
return true;
}
HashData<K, V>* Find(const K& key)
{
Hash hf;
size_t hashi = hf(key) % _t.size();
if (_t[hashi]._s == Exist && _t[hashi]._kv.first == key)
{
return &_t[hashi];
}
else
{
return NULL;
}
}
bool Erase(const K& key)
{
HashData<K, V>* ret = Find(key);
if (ret)
{
ret->_s = Delete;
return true;
}
else
{
return false;
}
}
void Print()
{
for (size_t i = 0; i < _t.size(); i++)
{
if (_t[i]._s == Exist)
{
//printf("[%d]->%dn", i, _tables[i]._kv.first);
cout << "[" << i << "]->" << _t[i]._kv.first << ":" << _t[i]._kv.second << endl;
}
else if (_t[i]._s == Empty)
{
printf("[%d]->n", i);
}
else
{
printf("[%d]->Dn", i);
}
}
cout << endl;
}
private:
vector<HashData<K, V>> _t;
size_t _n = 0;
};
void TestHT1()
{
HashTable<int, int> ht;
int a[] = { 4,14,24,34,5,7,1 };
for (auto e : a)
{
ht.Insert(make_pair(e, e));
}
ht.Insert(make_pair(3, 3));
ht.Insert(make_pair(3, 3));
ht.Insert(make_pair(-3, -3));
ht.Print();
ht.Erase(3);
ht.Print();
if (ht.Find(3))
{
cout << "3存在" << endl;
}
else
{
cout << "3不存在" << endl;
}
ht.Insert(make_pair(3, 3));
ht.Insert(make_pair(23, 3));
ht.Print();
}
void TestHT2()
{
string arr[] = { "香蕉", "甜瓜","苹果", "西瓜", "苹果", "西瓜", "苹果", "苹果", "西瓜", "苹果", "香蕉", "苹果", "香蕉" };
HashTable<string, int> ht;
for (auto& e : arr)
{
//auto ret = ht.Find(e);
HashData<string, int>* ret = ht.Find(e);
if (ret)
{
ret->_kv.second++;
}
else
{
ht.Insert(make_pair(e, 1));
}
}
ht.Print();
ht.Insert(make_pair("apple", 1));
ht.Insert(make_pair("sort", 1));
ht.Insert(make_pair("abc", 1));
ht.Insert(make_pair("acb", 1));
ht.Insert(make_pair("aad", 1));
ht.Print();
}
}
二次探测
线性探测的缺陷是产生冲突的数据堆积在一块，这与其找下一个空位置有关系，因为找空位置的方式就是挨着往后逐个去找，因此二次探测为了避免该问题，找下一个空位置的方法为：
H
i
H_i
Hi = (
H
0
H_0
H0 +
i
2
i^2
i2 )% m, 或者：
H
i
H_i
Hi = (
H
0
H_0
H0 –
i
2
i^2
i2 )% m，其中：i =1,2,3…，
H
0
H_0
H0是通过散列函数Hash(x)对元素的关键码 key 进行计算得到的位置，m是表的大小
对于下图中如果要插入44，产生冲突，使用解决后的情况为：
研究表明：当表的长度为质数且表装载因子a不超过0.5时，新的表项一定能够插入，而且任何一个位置都不会被探查两次。因此只要表中有一半的空位置，就不会存在表满的问题。在搜索时可以不考虑表装满的情况，但在插入时必须确保表的装载因子a不超过0.5，如果超出必须考虑增容
因此：闭散列最大的缺陷就是空间利用率比较低，这也是哈希的缺陷
开散列
开散列概念
开散列法又叫链地址法(开链法)，首先对关键码集合用散列函数计算散列地址，具有相同地址的关键码归于同一子集合，每一个子集合称为一个桶，各个桶中的元素通过一个单链表链接起来，各链表的头结点存储在哈希表中
从上图可以看出，开散列中每个桶中放的都是发生哈希冲突的元素
开散列的思考
- 只能存储key为整形的元素，其他类型怎么解决？
// 哈希函数采用处理余数法，被模的key必须要为整形才可以处理，此处提供将key转化为整形的方法
// 整形数据不需要转化
template<class T>
class DefHashF
{
public:
size_t operator()(const T& val)
{
return val;
}
};
// key为字符串类型，需要将其转化为整形
class Str2Int
{
public:
size_t operator()(const string& s)
{
const char* str = s.c_str();
unsigned int seed = 131; // 31 131 1313 13131 131313
unsigned int hash = 0;
while (*str)
{
hash = hash * seed + (*str++);
}
return (hash & 0x7FFFFFFF);
}
};
// 为了实现简单，此哈希表中我们将比较直接与元素绑定在一起
template<class V, class HF>
class HashBucket
{
// ……
private:
size_t HashFunc(const V& data)
{
return HF()(data.first) % _ht.capacity();
}
};
size_t GetNextPrime(size_t prime)
{
const int PRIMECOUNT = 28;
static const size_t primeList[PRIMECOUNT] =
{
53ul, 97ul, 193ul, 389ul, 769ul,
1543ul, 3079ul, 6151ul, 12289ul, 24593ul,
49157ul, 98317ul, 196613ul, 393241ul, 786433ul,
1572869ul, 3145739ul, 6291469ul, 12582917ul,
25165843ul,
50331653ul, 100663319ul, 201326611ul, 402653189ul,
805306457ul,
1610612741ul, 3221225473ul, 4294967291ul
};
size_t i = 0;
for (; i < PRIMECOUNT; ++i)
{
if (primeList[i] > prime)
return primeList[i];
}
return primeList[i];
}
开散列实现
namespace Tlzns
{
template<class K,class V>
struct HashNode
{
HashNode(const pair<K, V>& kv)
:_kv(kv)
,_next(nullptr)
{}
pair<K, V> _kv;
HashNode* _next;
};
template<class K>
struct HashFunc
{
size_t operator()(const K& key)
{
return (size_t)key;
}
};
template<>
struct HashFunc<string>
{
size_t operator()(const string& key)
{
size_t hash = 0;
for (auto e : key)
{
hash *= 13;
hash += e;
}
return hash;
}
};
template<class K, class V, class Hash = HashFunc<K>>
class HashTable
{
typedef HashNode<K, V> Node;
public:
HashTable(size_t n = 10)
{
_t.resize(n);
}
~HashTable()
{
for (auto& e : _t)
{
Node* cur = e;
while (cur)
{
Node* next = cur->_next;
delete cur;
cur = next;
}
e = nullptr;
}
}
bool Insert(const pair<K, V>& kv)
{
if (Find(kv.first))
{
return false;
}
Hash hf;
//扩容
if (_n / _t.size() == 1)
{
size_t newsize = _t.size() * 2;
HashTable newtable(newsize);
for (int i = 0; i < _n; i++)
{
Node* cur = _t[i];
while (cur)
{
Node* next = cur->_next;
size_t hashi = hf(cur->_kv.first) % newsize;
cur->_next = newtable._t[hashi];
newtable._t[hashi] = cur;
cur = next;
}
_t[i] = nullptr;
}
swap(_t, newtable._t);
}
size_t hashi = hf(kv.first) % _t.size();
Node* newnode = new Node(kv);
newnode->_next = _t[hashi];
_t[hashi] = newnode;
_n++;
return true;
}
HashNode<K, V>* Find(const K& key)
{
Hash hf;
size_t hashi = hf(key) % _t.size();
Node* cur = _t[hashi];
while (cur)
{
if (cur->_kv.first == key)
{
return cur;
}
cur = cur->_next;
}
return nullptr;
}
bool Erase(const K& key)
{
Hash hf;
size_t hashi = hf(key) % _t.size();
Node* cur = _t[hashi];
Node* prev = nullptr;
if (cur->_kv.first == key)
{
_t[hashi] = cur->_next;
delete cur;
return true;
}
while (cur)
{
if (cur->_kv.first == key)
{
prev->_next = cur->_next;
delete cur;
_n--;
return true;
}
prev = cur;
cur = cur->_next;
}
return false;
}
private:
vector<HashNode<K, V>*> _t;
size_t _n = 0;
};
void TestHT1()
{
HashTable<int, int> ht;
int a[] = { 4,14,24,34,5,7,1,15,25,3 };
for (auto e : a)
{
ht.Insert(make_pair(e, e));
}
ht.Insert(make_pair(13, 13));
cout << ht.Find(4) << endl;
ht.Erase(4);
cout << ht.Find(4) << endl;
}
void TestHT2()
{
string arr[] = { "香蕉", "甜瓜","苹果", "西瓜", "苹果", "西瓜", "苹果", "苹果", "西瓜", "苹果", "香蕉", "苹果", "香蕉" };
HashTable<string, int> ht;
for (auto& e : arr)
{
//auto ret = ht.Find(e);
HashNode<string, int>* ret = ht.Find(e);
if (ret)
{
ret->_kv.second++;
}
else
{
ht.Insert(make_pair(e, 1));
}
}
int i = 0;
}
}
五、开散列与闭散列比较
应用链地址法（拉链法）处理溢出，需要增设链接指针，似乎增加了存储开销
而事实上：由于开地址法必须保持大量的空闲空间以确保搜索效率，如二次探查法要求装载因子a <=0.7，而表项所占空间又比指针大的多，所以使用链地址法反而比开地址法节省存储空间
并且哈希思想实现的unordered_map与unordered_set比红黑树实现的map与set在综合性上能更具优势
所以，C++11中unordered_map与unordered_set底层都是用开散列的拉链法实现的
原文地址:https://blog.csdn.net/Tlzns/article/details/134700480
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