麻省理工学院公开课：算法导论。B站地址，网易公开课也有对应的资源。
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哈希表维基百科的解释：
https://zh.wikipedia.org/wiki/%E5%93%88%E5%B8%8C%E8%A1%A8
参考：https://hit-alibaba.github.io/interview/basic/algo/Hash-Table.html

哈希表的内容比较多，这里花两个课时来讲，包括下一节课。

这节课的主要内容是：常用的两种哈希算法，除法哈希法和乘法哈希法，以及解决碰撞的两种方法，链接法和开放寻址法。

引入——符号表问题

哈希是一项强大的技术，在很多地方都有用到。这里用一个问题来引入，这个问题经常出现在编译器里，即符号表问题。
有一个表S，里面放着n条记录，对于每条记录，有个指针x，x通常是一个指向实际数据的指针，x.key或x->key。接下来要对这张表上的数据进行一系列操作：

• 插入：在表内插入一条数据x，insert(S, x)，即S <- S ∪ {x}
• 删除：从表里删除一条记录，delete(S, x)，即S <- S - {x}。注：删除不是删除键值，是删除整条记录。如果想要删除有特定键值的记录，即只知道k，不知道x，则需要先进行搜索。
• 搜索：用给定的键k进行搜索，search(S, k)，当x的键值为k时，这个函数返回x。即key[x] = k，如果没有相应的记录，返回nil（空值）。

因为这个集合可以进行动态的插入和删除，所以也称为动态集。即插入和删除的操作，将集合动态化了。

直接映射表

直接映射表是一个比较简单的结构，但不是一直能用，这里会列出它能发挥作用的情况。
当键值的分布比较小的时候，就能发挥作用。假设这些键是来自一个有m个元素的集合U，即U = {0,1,2,...,m-1}，并假设这些键相互独立。

直接映射表是如何工作的？
建立一个数组T = [0,1,2,...m-1]表示动态集合S。
T[k] = x，if x∈S 以及 key[x] = k
T[k] = nil，else

首先，插入是把相应位置的值设置成要插入的值，删除是直接移除该位置的值，搜索是直接通过索引来查看槽的内容。所有的这些操作，在最坏情况下的时间复杂度为Θ(1)。
但在实际中，能用到直接映射表的情况非常少。主要局限性在于：
if (m-1)是一个非常大的值。假设这些键是取自字符串，比如人名，那么表内就会有大量的空槽，远超出我们需要保存的数据量。我们所希望的是在保存东西之余，还能让表的规模尽可能地小，同时还能保留某些特性。这就需要哈希表了。

哈希表

定义：所谓的哈希法，就是用一个哈希函数H来“随机”映射那些键（不是完全的随机）。这种情况下，数组的索引称为槽（slots）。

我们可能有一个很大的键的全域，称之为U。有一个由我们建立的有m个槽的表。U内有一个集合S，是U内很小的一块。我们要做的就是从S中取出一个键，映射到哈希表的某个位置，然后再取另外一个键（把这个键代入哈希函数，函数会返回给我们一个特定的槽），映射到哈希表的某个槽里。最后我们将键分布到了整个表里。

但是映射的过程也不是那么顺利，总会碰到一些问题。比如S中两个不同的键映射到同一个槽里，即碰撞。
碰撞：当一个记录要插入到映射表时，却被映射到一个早已有记录的槽时，碰撞发生了。

该如何解决碰撞的问题呢？
不能丢弃任何数据，也不能把它当成缓存，虽然缓存用的也是哈希结构。

链接法解决碰撞

为每个槽创建一个链表，把所有映射到这个槽的元素，都存到这个槽的链表里去。这就是用来解决碰撞的链接法。即把相同的哈希值的记录放到一个链表里储存。
例子：
h(49) = h(86) = h(52) = i

最坏情况分析：
所有键哈希映射到同一个槽，一直在进行碰撞，最后变成了链表。在里面查找某个键值的元素时，花费的时间为Θ(n)，这里假设S的大小为n。

分析平均情况：
一个理想的哈希函数要做什么呢？把键基本随机映射到一个槽上，应该真正地随机分布。我们把这种假设情况称为“简单均匀哈希”。意思是：每个属于集合S的键值k，即k∈S，都有相同的几率被哈希映射到表T的任何一个槽里。
这里还另外需要一个独立性的假设：每个键与其它被哈希的记录或键之间，相互独立。
基于以上两个假设，两个键被映射到同一个槽的概率为1/m。

载荷因子

定义一个哈希表，存放了n个键，一共有m个槽。其载荷因子α = n/m，其实就是每个槽里键的平均数量。

先看下失败搜索（即搜索的键不存在哈希表中）的预计用时，为Θ(1+α)，这里的1是指把键值哈希映射到槽所需要的时间，α是指搜索槽对应的链表，所花费的时间。如果α>1，那么时间接近于α；否则时间近似为一个常数量。

那么什么情况下预计搜索时间等于Θ(1) ？
α为一个常数，即α = O(1)，即n=O(m)。

事实上，一个成功搜索所需要的时间也是Θ(1+α)，但证明这个需要做一点数学运算。

如何选一个哈希函数

因为哈希的插入、删除和查找都只需要常数的运行时间，这是为什么哈希这么受欢迎的一个原因。只要你的哈希表的大小，不要远小于你要放在里面的保存的记录个数，那么所有操作都只需要一个常数量的运行时间。

但在很大程度上，这种情况是建立在“简单均匀哈希”的假设上，不论你用的是什么哈希函数，都能找到一些元素，使得哈希映射出的结果非常糟糕。比如可以制造出一堆元素，代入到哈希函数里，看看它们会被映射到哪个槽，但是最后都被映射到了同一个槽里。所以需要反过来想想什么才是好的哈希函数。

在实际应用中，大多数程序用到的并不是真正由逆向工程得到的哈希函数。有些非常简单的哈希函数，在现实中也能起到很好的作用。

那如何选择哈希函数呢？我们希望的结果是：

• 把键均匀分布到槽里
• 而键本身的一些分布的特性，不会影响到它在哈希表中分布的均匀性。（比如，经常见的一个分布特性是，所有插入的键值都是偶数。）

除法哈希法

用于快速哈希函数里，最受欢迎的方法是除法哈希法。
具体的实现为
h(k) = k mod m （mod表示取余），m是哈希表里槽的数量
需要注意：不要选太小的值来做除数，这里把除数写成d，方便下面看

例如：d=2，即m是一个偶数。如果刚好碰到了上面提到的情况：所有的键都是偶数。因为偶数对偶数取余，得到的也是偶数，所以永远不可能映射到一个奇数位的槽，即奇数槽都不会被用到。

另一个极端的例子，如m=2^r，也就是说，它所有的因子等于我们的小除数d。在这种情况下，如果进行k mod m，它的哈希过程中就不会考虑到k所有的位（二进制）。
比如定义了二进制数如下，r=6，那么m = 2⁶。
k=1011000111011010，这串二进制数对2⁶取余的哈希结果如何？
对2的幂取余，如果是2¹，结果为0；如果是2²，结果为10；如果是2³，结果为010；所以对2⁶取余，结果为k的后六位，即011010。所以h(k)的结果为011010。

对2的幂取余的时候，其实是在取它（二进制）后几位的数字。对2^r取余，就是取它的后r位数字。

这样的话，哈希函数就与简直的其它几位（前面的位数）无关了。所以好的方法是取质数来作为m的值，不要太接近2的幂或者10的幂这些数。因为2和10是全世界最常见的底数，也是最有规则性的底数。

后面会看一个比除法哈希法更好的算法，但是大家比较喜欢用除法哈希法是因为，它能方便地嵌入代码里。它不是最好的算法的原因之一是：相对于加法和乘法而言，很多计算机在运算时，除法往往有更多的循环运算。而实际上，通常用几步乘法就能解决问题了。

乘法哈希法

乘法哈希法会更好用一些，但其实今天提到的哈希算法，在某种意义上，都不能说是好的哈希函数。乘法哈希法的优点是，基本上只需要用到乘法运算。同样，也需要先定一些假设条件：
槽的数量为m，m是以2为底的幂（这对后面的运算有利）。同时还要假定计算机的一个字的长度是w位（比如比较合适的计算机的字长有32位的，或者64位的）。哈希函数如下：
h(k) = (Ak mod 2^w) rsh(w-r) ，其中，mod为取余，rsh为二进制位运算的右偏移。
这里A是一个奇数，并且2^w-r < A < 2^w，它是一个等长于计算机字长的奇数。

无论k的值为多少，和A相乘，然后对2^w取余，最后再右移w-r位数。

下面看看A要如何取值，以及不能取哪些值：
首先，A的取值不要太接近于以2为底的数。这是个快速的方法，因为乘法和右位移运算都很快，尤其是已经知道了偏移量是多少的情况下。

这里看下这个哈希函数是如何运作的？

假设这里m = 2³ = 8，即r=3，取一个特殊的字长为7位，即w=7。A是一个用于哈希函数的定值，假定A = 1011001，设定k = 1101011，通过乘法运算计算Ak，会得到一个2w位的值。这里的乘积结果为Ak = 10010100110011。对2^w取余，结果为0110011。接着进行右偏移w-r位，将0011右移掉了，所以结果为h(k) = 011。

在大部分的计算机里，当用两个32位数相乘时，计算机会有一个指令会直接得出32个低位的值，所以使用这种指令，通常会比先算64位结果要快得多。

怎么理解这个运算过程呢？

把A看作一个二进制的分数，二进制小数点在前面，即A = .1011001，当A和某个数相乘的时候，小数点会出现在中间的位置，比如上面的Ak = 1001010.0110011。把A看成一个数的小数部分即可，不需要纠结具体的计算。

可以用车轮法来理解这个哈希函数：
先画一个车轮，将其8等分。每一份为1/8，A为0.1011001，乘以8即2³，为101.1001份，即约等于5.5份，即每个A占车轮的5.5/8份的大小。
所以k=1时，Ak = A·1，为5.5，从下标0的位置开始顺时针转到5.5的位置；
k=1时，Ak = A·2 = 11，大概绕到11%8=3，即略微超过3的地方；
k=3时，Ak = A·3 = 16.5，大概绕道16.5/8=0.5，即约0.5的位置。
每次加多一个A，会加多一段A的弧长，如果A是奇数，并且不是近似以2为底的幂值。那么哈希的过程，可以看成是把键扔入不同的槽里。类似绕车轮，如果k的值非常大，那么Ak相当于绕k个圈。

车轮

这是个不错的哈希函数，但这只是探索性的哈希方法。因为对于任何哈希函数而言，你总能找到一些键，使得哈希出来的结果非常糟糕。所以问题是，在实际应用中选择哪个。

开放寻址法解决碰撞

前面讨论过用链接法解决碰撞问题，还有另外一个解决碰撞的方法，也是非常有用的。即“开放寻址法”。
这里不会用到链表。如果用链接法，在每个记录里，都需要一个额外的关联地址。对于某些应用来说，没必要为此付出巨大的开支，同时也不想对记录做任何的改动。这种情况下，开放寻址法就是很有效的解决碰撞的方法。

在用开放寻址法时，如果哈希到了一个已经存有记录的槽，那么用另一个函数重新进行哈希。第二个哈希函数也哈希到了一个已经存有记录的槽，那就下一个哈希函数。形成一个探查的序列，然后变成一种算术排列。已经探查过的槽就不再进行探查，直到找到一个可以放置记录的槽。如果有一个比较好的探查序列，那么就能很快地找到一个放置的地方。

对于查找键值而言，可以用同样的探查序列来查找。开放寻址的思想就是：系统地探查哈希表，直到找到一个空槽为止。

扩展开来看，实际上，一个哈希函数有两个参数：键和探查顺序。所以哈希函数h会把全域里的键，通过一步步的探查映射到槽里。

• h：Ux{0,1,...,m-1} -> {0,1,...,m-1}，U表示键的全域，{}内的表示探查号，后面的一段{}表示槽。
• 探查序列应该是一个算数排列，也就是说，它必须是数字0到m-1的某种完全随机的排列，也就是把0到m-1的数字全部打乱重排。

开放寻址法不需要担心n链接的问题，因为哈希表最终会被填满。所以哈希表里的元素必须小于哈希表中槽的数量，即n<=m，这样才不会溢出。

这种情况下，删除比较困难（原因后面有说明），但不是不可能，有专门的删除方案。删除操作执行起来比较困难，因为从表中删除某个键之后，有人按探查序列来查找另一个键，他本应先发现这里不是他要的键，继而再向下查找，然而现在却发现这个槽是空的。那么他会认为，想要找的键很可能不在这个表里。
解决方案可以是：把元素删除之后，在这里做个标记。也有其它的方案，但都比较复杂。链接法要删除就比较简单了，直接从链表里删除就可以了。
下面举个例子：
要在下面的哈希表中插入一个键k=496
先是第0号探查，探查h(496, 0)，假设它映射到了204的槽，槽中已经存放有记录了，所以继续探查。
第1号探查，探查h(496, 1)，假设映射到了586的槽，槽中已经存放有记录，所以继续探查。
第2号探查，h(496, 2)，这个比较幸运，终于找到了一个空槽。
对于search操作，则返回nil，表示空值。如果执行的是插入操作，那就把k=496放在这个槽里。
如果是查找一个已经存在哈希表中的值，那么也是从h(496, 0)开始执行，跟插入执行的序列一样。所以删除操作才比较难。。。

开放寻址法 如何构造探查序列，如何有效进行探查？

线性探查

其中最简单的方法是“线性探查”：h(k, i) = (h(k, 0) + i) mod m，i表示当前进行的是第几轮探查。
i=1时，即是探查h(k, 0)的下一个；i=2，即是再下一个。这个方法是简单地向下探查。mod m表示：到达了表的底下之后，回到顶端从头开始。
这个方法比较简单，不需要每一轮计算都重新算一次哈希函数，只需要每次探查都+1。但有个问题是，存在“群集现象”：如果一串连续区域同时被占用了，那么接下来的所有操作都必须不停探查，直到这串区域的底部。

二次哈希

二次哈希是个比较受欢迎的方法。
h(k, i) = ( h₁(k) + i·h₂(k) ) mod m
这是两个关于m的哈希函数
第0次探查只使用h₁(k)函数进行探查，1号探查则加上一个h₂(k)函数，2号探查则继续加上一个h₂(k)。
计算起来也比较简单，先算出h₁(k)和h₂(k)两个函数值，然后后面的计算是不断加上一个h₂(k)。
通常会把m取为以2为底的幂值，即m=2^r。以及h₂(k)的值最好为奇数。

平均情况分析

这里的分析需要假设的情况比链接法要多一些。
假设“均匀哈希”：每个键都均等地有m!种探查序列，并且每个键都是相互独立的。
这里要证明的理论是：预期的探查次数最多不超过1/(1-α)，如果α<1，那么哈希表里键的数量小于槽的数量，即n<m。α是前面提到的载荷因子。

这里要求α<1是因为，如果键的数量大于槽的数量，那么开放寻址法就不起作用了，分分钟死循环。。。

先看搜索失败的情况
首先，一次探查是必不可少的。接着，如果m个槽内已经有n个元素，那么探查发生碰撞的概率为n/m。第二次探查碰撞的概率为(n-1)/(m-1)。第三次探查碰撞的概率为(n-2)/(m-2)。第i次探查碰撞的概率为(n-i)/(m-i) < n/m = α。

那么预期探查数为：
E = 1 + n/m · (1+(n-1)/(m-1)·(1+(n-2)/(m-2·)(...(1+1/(m-n)...)))
... ≤ 1+α(1+α(1+α(...(1+α)...)))
... = 1+α+α²+α³+...
... = ∑αⁱ ---------- 从0到∞
... = 1/(1-α) ------------ 几何数列上限

如果α<1，并且α为一个常数，那么预期探查数为常数，即O(1)
看一下哈希表，如果只存放50%的数据，即α=0.5，那么预期探查数为1/(1-0.5) = 2。如果存放90%的数据，即α=0.9，那么预期探查数为1/(1-0.9) = 10。随着哈希表的密度增大，探查的时间花费会急剧地增加，所以一般不要让哈希表太过稠密。