哈希表基础学习

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Published on: 2011 年 03 月 16 日

我们知道:哈希表是一个固定大小的数组,数组的每个元素是一个链表(单向或双向)的头指针。如果Key一样,则在一起,如果Key不一样,则不在一起。哈希表的查询是飞快的。因为它不需要从头搜索,它利用Key的“哈希算法”直接定位,查找非常快,各种数据库中的数据结构基本都是它。但带来的问题是,哈希表的尺寸、哈希算法。

哈希表的数组是定长的,如果太大,则浪费,如果太小,体现不出效率。合适的数组大小是哈希表的性能的关键。哈希表的尺寸最好是一个质数,最小的质数尺寸是17。

当然,根据不同的数据量,会有不同的哈希表的大小。对于数据量很时多时少的应用,最好的设计是使用动态可变尺寸的哈希表,那么如果你发现哈希表尺寸太小了,比如其中的元素是哈希表尺寸的2倍时,我们就需要扩大哈希表尺寸,一般是扩大一倍。

内容:

1:哈希表实例

2:哈希表构造

一、哈希表实例

哈希表最常见的例子是以学生学号为关键字的成绩表,1号学生的记录位置在第一条,10号学生的记录位置在第10条...

如果我们以学生姓名为关键字,如何建立查找表,使得根据姓名可以直接找到相应记录呢?

a b c d e f g h i j k l m n o p q r s t u v w x y z
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22 23 24 25 26

 

  刘丽 刘宏英 吴军 吴小艳 李秋梅 陈伟 ...
姓名中各字拼音首字母 ll lhy wj wxy lqm cw ...
用所有首字母编号值相加求和 24 46 33 72 42 26 ...
最小值可能为3 最大值可能为78 可放75个学生

用上述得到的数值作为对应记录在表中的位置,得到下表:

    成绩一 成绩二...
3 ...    
... ...    
24 刘丽 82 95
25 ...    
26 陈伟    
... ...    
33 吴军    
... ...    
42 李秋梅    
... ...    
46 刘宏英    
... ...    
72 吴小艳    
... ...    
78 ...    

上面这张表即哈希表。

如果将来要查李秋梅的成绩,可以用上述方法求出该记录所在位置:

李秋梅:lqm 12+17+13=42 取表中第42条记录即可。

问题:如果两个同学分别叫 刘丽 刘兰 该如何处理这两条记录?

这个问题是哈希表不可避免的,即冲突现象:对不同的关键字可能得到同一哈希地址。

二、哈希表的构造方法

1、直接定址法

例如:有一个从1到100岁的人口数字统计表,其中,年龄作为关键字,哈希函数取关键字自身。

地址 01 02 ... 25 26 27 ... 100
年龄 1 2 ... 25 26 27 ... ...
人数 3000 2000 ... 1050 ... ... ... ...
...                

2、数字分析法

有学生的生日数据如下:

年.月.日

75.10.03
75.11.23
76.03.02
76.07.12
75.04.21
76.02.15
...

经分析,第一位,第二位,第三位重复的可能性大,取这三位造成冲突的机会增加,所以尽量不取前三位,取后三位比较好。

3、平方取中法

取关键字平方后的中间几位为哈希地址。

4、折叠法

将关键字分割成位数相同的几部分(最后一部分的位数可以不同),然后取这几部分的叠加和(舍去进位)作为哈希地址,这方法称为折叠法。

例如:每一种西文图书都有一个国际标准图书编号,它是一个10位的十进制数字,若要以它作关键字建立一个哈希表,当馆藏书种类不到10,000时,可采用此法构造一个四位数的哈希函数。如果一本书的编号为0-442-20586-4,则:

  5864   5864
  4220   0224
+) 04 +) 04
  -----------   -----------
  10088   6092
  H(key)=0088   H(key)=6092
       
  (a)移位叠加   (b)间界叠加

5、除留余数法

取关键字被某个不大于哈希表表长m的数p除后所得余数为哈希地址。

H(key)=key MOD p (p<=m)

6、随机数法

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为随机函数。通常用于关键字长度不等时采用此法。

 

三、处理冲突的方法
通常有两类方法处理冲突:开放定址(Open Addressing)法和拉链(Chaining)法。前者是将所有结点均存放在散列表T[0..m-1]中;后者通常是将互为同义词的结点链成一个单链表,而将此链表的头指针放在散列表T[0..m-1]中。
1、开放定址法
1)开放地址法解决冲突的方法
用开放定址法解决冲突的做法是:当冲突发生时,使用某种探查(亦称探测)技术在散列表中形成一个探查(测)序列。沿此序列逐个单元地查找,直到找到给定的关键字,或者碰到一个开放的地址(即该地址单元为空)为止(若要插入,在探查到开放的地址,则可将待插入的新结点存人该地址单元)。查找时探查到开放的地址则表明表中无待查的关键字,即查找失败。注意:
①用开放定址法建立散列表时,建表前须将表中所有单元(更严格地说,是指单元中存储的关键字)置空。
②空单元的表示与具体的应用相关。
【例】关键字均为非负数时,可用"-1"来表示空单元,而关键字为字符串时,空单元应是空串。
总之:应该用一个不会出现的关键字来表示空单元。
2)开放地址法的一般形式
开放定址法的一般形式为: h i =(h(key)+d i )%m 1≤i≤m-1.其中:
①h(key)为散列函数,d i 为增量序列,m为表长。
②h(key)是初始的探查位置,后续的探查位置依次是h l ,h 2 ,…,h m-1 ,即h(key),h l ,h 2 ,…,h m-1 形成了一个探查序列。
③若令开放地址一般形式的i从0开始,并令d 0 =0,则h 0 =h(key),则有: h i =(h(key)+d i )%m 0≤i≤m-1.探查序列可简记为h i (0≤i≤m-1)。
3)开放地址法堆装填因子的要求
开放定址法要求散列表的装填因子α≤l,实用中取α为0.5到0.9之间的某个值为宜。
4)形成探测序列的方法
按照形成探查序列的方法不同,可将开放定址法区分为线性探查法、二次探查法、双重散列法等。
线性探查法(Linear Probing)
该方法的基本思想是:将散列表T[0..m-1]看成是一个循环向量,若初始探查的地址为d(即h(key)=d),则最长的探查序列为:d,d+l,d+2,…,m-1,0,1,…,d-1 .即:探查时从地址d开始,首先探查T[d],然后依次探查T[d+1],…,直到T[m-1],此后又循环到T[0],T[1],…,直到探查到T[d-1]为止。探查过程终止于三种情况:
(1)若当前探查的单元为空,则表示查找失败(若是插入则将key写入其中);
(2)若当前探查的单元中含有key,则查找成功,但对于插入意味着失败;
(3)若探查到T[d-1]时仍未发现空单元也未找到key,则无论是查找还是插入均意味着失败(此时表满)。
利用开放地址法的一般形式,线性探查法的探查序列为:
h i =(h(key)+i)%m 0≤i≤m-1 //即d i =i
【例9.1】已知一组关键字为(26,36,41,38,44,15,68,12,06,51),用除余法构造散列函数,用线性探查法解决冲突构造这组关键字的散列表。
解答:为了减少冲突,通常令装填因子α<l。这里关键字个数n=10,不妨取m=13,此时α≈0.77,散列表为T[0..12],散列函数为:h(key)=key%13。由除余法的散列函数计算出的上述关键字序列的散列地址为(0,10,2,12,5,2,3,12,6,12)。前5个关键字插入时,其相应的地址均为开放地址,故将它们直接插入T[0],T[10),T[2],T[12]和T[5]中。当插入第6个关键字15时,其散列地址2(即h(15)=15%13=2)已被关键字41(15和41互为同义词)占用。故探查h1=(2+1)%13=3,此地址开放,所以将15放入T[3]中。当插入第7个关键字68时,其散列地址3已被非同义词15先占用,故将其插入到T[4]中。当插入第8个关键字12时,散列地址12已被同义词38占用,故探查hl=(12+1)%13=0,而T[0]亦被26占用,再探查h2=(12+2)%13=1,此地址开放,可将12插入其中。类似地,第9个关键字06直接插入T[6]中;而最后一个关键字51插人时,因探查的地址12,0,1,…,6均非空,故51插入T[7]中。
用线性探查法解决冲突时,当表中i,i+1,…,i+k的位置上已有结点时,一个散列地址为i,i+1,…,i+k+1的结点都将插入在位置i+k+1上。把这种散列地址不同的结点争夺同一个后继散列地址的现象称为聚集或堆积(Clustering)。这将造成不是同义词的结点也处在同一个探查序列之中,从而增加了探查序列的长度,即增加了查找时间。若散列函数不好或装填因子过大,都会使堆积现象加剧。
【例】上例中,h(15)=2,h(68)=3,即15和68不是同义词。但由于处理15和同义词41的冲突时,15抢先占用了T[3],这就使得插入68时,这两个本来不应该发生冲突的非同义词之间也会发生冲突。
为了减少堆积的发生,不能像线性探查法那样探查一个顺序的地址序列(相当于顺序查找),而应使探查序列跳跃式地散列在整个散列表中。
二次探查法(Quadratic Probing)
二次探查法的探查序列是:h i =(h(key)+i*i)%m 0≤i≤m-1 //即d i =i 2,即探查序列为d=h(key),d+1 2 ,d+2 2 ,…,等。该方法的缺陷是不易探查到整个散列空间。
双重散列法(Double Hashing)
该方法是开放定址法中最好的方法之一,它的探查序列是:h i =(h(key)+i*h1(key))%m 0≤i≤m-1 //即d i =i*h1(key),即探查序列为:d=h(key),(d+h1(key))%m,(d+2h1(key))%m,…,等。
该方法使用了两个散列函数h(key)和h1(key),故也称为双散列函数探查法。
注意:定义h1(key)的方法较多,但无论采用什么方法定义,都必须使h1(key)的值和m互素,才能使发生冲突的同义词地址均匀地分布在整个表中,否则可能造成同义词地址的循环计算。
【例】 若m为素数,则h1(key)取1到m-1之间的任何数均与m互素,因此,我们可以简单地将它定义为:h1(key)=key%(m-2)+1
【例】对例9.1,我们可取h(key)=key%13,而h1(key)=key%11+1。
【例】若m是2的方幂,则h1(key)可取1到m-1之间的任何奇数。
2、拉链法
1)拉链法解决冲突的方法
拉链法解决冲突的做法是:将所有关键字为同义词的结点链接在同一个单链表中。若选定的散列表长度为m,则可将散列表定义为一个由m个头指针组成的指针数组T[0..m-1]。凡是散列地址为i的结点,均插入到以T[i]为头指针的单链表中。T中各分量的初值均应为空指针。在拉链法中,装填因子α可以大于1,但一般均取α≤1。
【例9.2】已知一组关键字和选定的散列函数和例9.1相同,用拉链法解决冲突构造这组关键字的散列表。
解答:不妨和例9.1类似,取表长为13,故散列函数为h(key)=key%13,散列表为T[0..12]。 注意:当把h(key)=i的关键字插入第i个单链表时,既可插入在链表的头上,也可以插在链表的尾上。这是因为必须确定key不在第i个链表时,才能将它插入表中,所以也就知道链尾结点的地址。若采用将新关键字插入链尾的方式,依次把给定的这组关键字插入表中,则所得到的散列表如下图所示。

 
2)拉链法的优点
与开放定址法相比,拉链法有如下几个优点:(1)拉链法处理冲突简单,且无堆积现象,即非同义词决不会发生冲突,因此平均查找长度较短;(2)由于拉链法中各链表上的结点空间是动态申请的,故它更适合于造表前无法确定表长的情况;(3)开放定址法为减少冲突,要求装填因子α较小,故当结点规模较大时会浪费很多空间。而拉链法中可取α≥1,且结点较大时,拉链法中增加的指针域可忽略不计,因此节省空间;(4)在用拉链法构造的散列表中,删除结点的操作易于实现。只要简单地删去链表上相应的结点即可。而对开放地址法构造的散列表,删除结点不能简单地将被删结点的空间置为空,否则将截断在它之后填人散列表的同义词结点的查找路径。这是因为各种开放地址法中,空地址单元(即开放地址)都是查找失败的条件。因此在用开放地址法处理冲突的散列表上执行删除操作,只能在被删结点上做删除标记,而不能真正删除结点。
3)拉链法的缺点
拉链法的缺点是:指针需要额外的空间,故当结点规模较小时,开放定址法较为节省空间,而若将节省的指针空间用来扩大散列表的规模,可使装填因子变小,这又减少了开放定址法中的冲突,从而提高平均查找速度。

四、散列表上的运算
散列表上的运算有查找、插入和删除。其中主要是查找,这是因为散列表的目的主要是用于快速查找,且插入和删除均要用到查找操作。
1、散列表类型说明:
#define NIL -1 //空结点标记依赖于关键字类型,本节假定关键字均为非负整数
#define M 997 //表长度依赖于应用,但一般应根据。确定m为一素数
typedef struct{ //散列表结点类型
KeyType key;
InfoType otherinfo; //此类依赖于应用
}NodeType;
typedef NodeType HashTable[m]; //散列表类型
2、基于开放地址法的查找算法
散列表的查找过程和建表过程相似。假设给定的值为K,根据建表时设定的散列函数h,计算出散列地址h(K),若表中该地址单元为空,则查找失败;否则将该地址中的结点与给定值K比较。若相等则查找成功,否则按建表时设定的处理冲突的方法找下一个地址。如此反复下去,直到某个地址单元为空(查找失败)或者关键字比较相等(查找成功)为止。
1)开放地址法一般形式的函数表示
int Hash(KeyType k,int i)
{ //求在散列表T[0..m-1]中第i次探查的散列地址hi,0≤i≤m-1
//下面的h是散列函数。Increment是求增量序列的函数,它依赖于解决冲突的方法
return(h(K)+Increment(i))%m; //Increment(i)相当于是d i
}
若散列函数用除余法构造,并假设使用线性探查的开放定址法处理冲突,则上述函数中的h(K)和Increment(i)可定义为:
int h(KeyType K){//用除余法求K的散列地址
return K%m;
}
int Increment(int i){
//用线性探查法求第i个增量d i
return i; //若用二次探查法,则返回i*i
}
2)通用的开放定址法的散列表查找算法:
int HashSearch(HashTable T,KeyType K,int *pos)
{ //在散列表T[0..m-1]中查找K,成功时返回1。失败有两种情况:找到一个开放地址
//时返回0,表满未找到时返回-1。 *pos记录找到K或找到空结点时表中的位置
int i=0; //记录探查次数
do{
*pos=Hash(K,i); //求探查地址hi
if(T[*pos].key==K) return l; //查找成功返回
if(T[*pos].key==NIL) return 0;//查找到空结点返回
}while(++i<m) //最多做m次探查
return -1; //表满且未找到时,查找失败
} //HashSearch
注意:上述算法适用于任何开放定址法,只要给出函数Hash中的散列函数h(K)和增量函数Increment(i)即可。但要提高查找效率时,可将确定的散列函数和求增量的方法直接写入算法HashSearch中。
3、基于开放地址法的插入及建表
建表时首先要将表中各结点的关键字清空,使其地址为开放的;然后调用插入算法将给定的关键字序列依次插入表中。插入算法首先调用查找算法,若在表中找到待插入的关键字或表已满,则插入失败;若在表中找到一个开放地址,则将待插入的结点插入其中,即插入成功。
void Hashlnsert(HashTable T,NodeTypene w)
{ //将新结点new插入散列表T[0..m-1]中
int pos,sign;
sign=HashSearch(T,new.key,&pos); //在表T中查找new的插入位置
if(!sign) //找到一个开放的地址pos
T[pos]=new; //插入新结点new,插入成功
else //插人失败
if(sign>0)
printf("duplicate key!"); //重复的关键字
else //sign<0
Error("hashtableoverflow!"); //表满错误,终止程序执行
} //Hashlnsert
void CreateHashTable(HashTable T,NodeType A[],int n)
{ //根据A[0..n-1]中结点建立散列表T[0..m-1]
int i
if(n>m) //用开放定址法处理冲突时,装填因子α须不大于1
Error("Load factor>1");
for(i=0;i<m;i++)
T[i].key=NIL; //将各关键字清空,使地址i为开放地址
for(i=0;i<n;i++) //依次将A[0..n-1]插入到散列表T[0..m-1]中
Hashlnsert(T,A[i]);
} //CreateHashTable
4、删除
基于开放定址法的散列表不宜执行散列表的删除操作。若必须在散列表中删除结点,则不能将被删结点的关键字置为NIL,而应该将其置为特定的标记DELETED。因此须对查找操作做相应的修改,使之探查到此标记时继续探查下去。同时也要修改插人操作,使其探查到DELETED标记时,将相应的表单元视为一个空单元,将新结点插入其中。这样做无疑增加了时间开销,并且查找时间不再依赖于装填因子。因此,当必须对散列表做删除结点的操作时,一般是用拉链法来解决冲突。
5、性能分析
插入和删除的时间均取决于查找,故下面只分析查找操作的时间性能。
虽然散列表在关键字和存储位置之间建立了对应关系,理想情况是无须关键字的比较就可找到待查关键字。但是由于冲突的存在,散列表的查找过程仍是一个和关键字比较的过程,不过散列表的平均查找长度比顺序查找、二分查找等完全依赖于关键字比较的查找要小得多。
1)查找成功的ASL
散列表上的查找优于顺序查找和二分查找。
【例】在例9.1和例9.2的散列表中,在结点的查找概率相等的假设下,线性探查法和拉链法查找成功的平均查找长度分别为:
ASL=(1×6+2×2+3×l+9×1)/10=2.2 //线性探查法
ASL=(1×7+2×2+3×1)/10=1.4 //拉链法
当n=10时,顺序查找和二分查找的平均查找长度(成功时)分别为:
ASL=(10+1)/2=5.5 //顺序查找
ASL=(1×l+2×2+3×4+4×3)/10=2.9 //二分查找,可由判定树求出该值
2 查找不成功的ASL
对于不成功的查找,顺序查找和二分查找所需进行的关键字比较次数仅取决于表长,而散列查找所需进行的关键字比较次数和待查结点有关。因此,在等概率情况下,也可将散列表在查找不成功时的平均查找长度,定义为查找不成功时对关键字需要执行的平均比较次数。
【例】例9.1和例9.2的散列表中,在等概率情况下,查找不成功时的线性探查法和拉链法的平均查找长度分别为:
ASL unsucc =(9+8+7+6+5+4+3+2+1+1+2+1+10)/13=59/13≈4.54
ASL unsucc =(1+0+2+1+0+1+1+0+0+0+1+0+3)/13≈10/13≈0.77
注意:
①由同一个散列函数、不同的解决冲突方法构造的散列表,其平均查找长度是不相同的。
②散列表的平均查找长度不是结点个数n的函数,而是装填因子α的函数。因此在设计散列表时可选择α以控制散列表的平均查找
长度。
③ α的取值越小,产生冲突的机会就小,但α过小,空间的浪费就过多。只要α选择合适,散列表上的平均查找长度就是一个常数,即散列表上查找的平均时间为O(1)。
④ 散列法与其他查找方法的区别
除散列法外,其他查找方法有共同特征为:均是建立在比较关键字的基础上。其中顺序查找是对无序集合的查找,每次关键字的比较结果为"="或"!="两种可能,其平均时间为O(n);其余的查找均是对有序集合的查找,每次关键字的比较有"="、"<"和">"三种可能,且每次比较后均能缩小下次的查找范围,故查找速度更快,其平均时间为O(lgn)。而散列法是根据关键字直接求出地址的查找方法,其查找的期望时间为O(1)。

 

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