复杂度分析:
将一个元素的关键码和存储位置之间建立对应的函数关系 Hash( ), 使得每个关键码与结构中的唯一的存储位置相对应:
Address=Hash( )
需要解决两个问题:
\rm hash(key) = key\%p, p\leq m
散列表中地址数位m, p为不大于m但最接近m的质数.
取最大质数是为了减少冲突.
hash(key) = key^2的中间部分
长度取决于表的大小. 如表长 = 2^9 =(512)_{10} , 地址 000\sim 777,
key | 平方 | 散列地址 |
---|---|---|
(2061)_8 | 4310541 | 310 |
(1100)_8 | 1210000 | 210 |
\rm hash(key) = M\times((\phi \times key)\% 1)_{10}
将结果化成八进制
产生冲突元素的关键码互为同义词.
闭散列又叫开地址法. 所有的桶都直接放在散列表数组中,并且把该数组组织成环形结构. 每个桶只有一个元素. 当发生冲突时, 把这个元素存放进表中”下一个”空桶中.寻找空桶的方法有很多.
若hash(key)=d
并且这个桶已经被占用, 那么检查数组中连续的桶:d+1,d+2...m-1,0,...d-1
.寻找下一个桶的公式:
H_{i+1} = (H_i+1)\%m, i=1,2,...,m-1
每次发生冲突就探查下一个桶, 当循环 m-1 次后就会回到开始探查时的位置,说明待查关键码不在表内且表已满,不能再插入新的关键码.
\rm ASL_{succ} : 搜索成功的平均搜索次数, 搜索成功时, 把找到的每个元素的比较次数求和比上元素个数得到\rm ASL_{succ}
\rm ASL_{unsucc}: 搜索失败时平均探查次数, 指在表中没有找到与待插入元素关键码相同的元素, 但找到空桶(即最终插入位置)时平均探查次数. 它是对于散列表中每个地址而言的, 其实就是从每个桶到下一个空桶需要探查的次数的平均值.
散列表存储的是元素集合, 不允许关键码相同的元素存在.
注意:闭散列情况下不能真正地将已有的元素删去, 因为中间的元素被删掉后会影响到之后元素的探查. 所以用一个状态数组来标识哈希表中每个元素的状态.
若用hash函数算得的桶 H_0 已经被占用,那么下 i 个桶号 H_{i}:
\begin{aligned} H_{i}=(H_0+i^2)\%m,i = 1,3,5...\\ H_{i}=(H_0-i^2)\%m,i = 2,4,6...\\ \end{aligned}
假设上一个桶号为 H_{i-1},用一个标识 odd 控制是加还是减, 可得 H_{i}:
\begin{aligned} H_{i} = (H_{i_1} + 2*i-1)\% m, odd=0\\ H_{i} = (H_{i_1} - 2*i+1)\% m, odd=1\\ \end{aligned}
每次查找完后, 将odd
取反.
更浅显的
bool QuadraticProbing(key)
{
int h0 = key%divisor;
if(info[h0]==empty||info[h0]==deleted||table[h0]==key)
return h0;
int i = 0;
int iSqure = 0;
int odd = 1;
while(1)
{
if(odd == 1)
{
iSqure = iSqure+2*i+1;
}
h0 = (h0 + odd * iSqure)%divisor;
if(info[h0]==empty||info[h0]==deleted||table[h0]==key)
return h0;
if(odd==1) odd=-1;
else {i++;odd=1;}
}
}
如果hash1(key)
计算得到的桶号d已经被占用, 那么用第二个散列函数hash2(key)
计算得到 c, 则依次探查 d+c,d+2c,d+3c….
当表项数>表的70%时, 可以再散列.
即, 建立一个两倍大的表, 新的散列函数取距离原规模两倍大小最近的素数.
将同义词放入同一个桶. 各个桶中的元素分别用单链表连接起来, 各个链表的表头结点组成一个向量.