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　　哈希表查找的基本思想是:依照当前待查找数据的特色,以记录要点字为自变量,设计一个哈希函数,依该函数按要点码计算元素的储藏地址,并按此存放;查找时,由同一个函数对给定值key计算地址,将key与地址单元中元素要点

　　最大要点为m,可以分配m个数据元素存放单元,采用函数f(key)=key即可,

　　但这样会造成储藏空间的很大浪费,甚至不可以能分配这么大的储藏空间。平时要点码的会集比哈希地址会集大得多,所以经过哈希函数变换后,可能将不同样的要点码照射到同一个哈希地址上,这类现象称为矛盾(Collision)。照射到同一哈

　　希地址上的要点码称为同义词。可以说,矛盾不可以能防备,,哈希方法需要解决以下两个问题:

　　②所选函数对要点码计算出的地址,应在哈希地址集中大体平均分布,以减少空间浪费。

　　即取要点码的某个线性函数值为哈希地址,这类函数是一一对应函数,不会产生矛盾,但要求地址会集与要点码会集大小同样,所以,对于较大的要点码集

　　数字解析法依照r种不同样的符号及在各位上的分布情况,采用某几位,组合成

　　些,尔后将这几部分叠加求和,并按哈希表表长,取后几位作为哈希地址。这类方法称为折叠法.

　　法计算哈希地址如图6-12所示。对于位数很多的要点码,且每一位上符号分布

　　该地址已经存放了数据元素。我们需要搜寻下一个空的哈希地址,只要哈希表足够大,空的哈希地址总能找到,并将数据元素存入。常用的找空哈希地址方法有以下三种.

　　其中,Hash(key)为哈希函数,m为哈希表长度,为增量序列1,2,,

　　设要点码集为{47,7,29,11,16,92,22,8,3},哈希表表长为

　　11,Hash(key)=keymod11,用线性探测法办理矛盾,构造哈希表如表6—4所

　　47,7,11,16,92均是由哈希函数获取的没有矛盾的哈希地址,所以是直接

　　别的,22,8同样在哈希地址上有矛盾,也是由找到空的哈希地址的;而Hash(3)=3,哈希地址上矛盾,由于:

　　线性探测法可能使第i个哈希地址的同义词存入第i+1个哈希地址,这样本应存入第i+1个哈希地址的元素变成了第i+2个哈希地址的同义词所以,可能出现很多元素在相邻的哈希地址上“积聚”起来,大大降低了查找效率。为此,可采用二次探测法,或再哈希函数探测法,以改进“积聚”问题。

　　仍对前面例子的要点码序列{47,7,29,11,16,92,22,8,3},用二次

　　与要点码搜寻空的哈希地址只有3这个要点码不同样,Hash(3)=3,哈希地址

　　其中,Hash(key),ReHash(key)是两个哈希函数,m为哈希表长度.

　　再哈希法,先用第一个函数Hash(key)对要点码计算哈希地址,一旦产生

　　地址矛盾,再用第二个函数ReHash(key)确定搬动的步长因子,最后,经过步长因子序列由探测函数搜寻空的哈希地址。

　　比方,Hash(key)=a时产生地址矛盾,就计算ReHash(key)=b,则探测的地址序列为:

　　又称拉链法,设哈希函数获取的哈希地址域在区间[0,m-1]上,以每个哈希地址作为一个指针,指向一个链,即分配指针数组:

　　对要点码序列为{47,7,29,11,16,92,22,8,3,50,37,89,94,21},

　　哈希函数为Hash(key)=keymod11,用拉链法办理矛盾,建表如图6—13所

　　一个基本表ElemTypebase_tbl[m];每个单元只能存放一个元素.

　　一个溢出表ElemTypeover_tbl[k];只要要点码对应的哈希地址在基本表

　　上产生矛盾,则所有这样的元素一律存入该表中。查找时,对给定值kx经过哈希函

　　数计算出哈希地址i,先与基本表的base_tbl[i]单元比较,若相等,查找成功;

　　的地址直接找到,另一些要点码在哈希函数获取的地址上产生了矛盾,需要按处

　　然是给定值与要点码进行比较的过程。所以,对哈希表查找效率的量度,仍旧用平均查找长度来衡量。

　　查找效率就高,若是产生的矛盾多,查找效率就低。所以,影响产生矛盾多少的因

　　般情况下,我们总认为所选的哈希函数是“平均的”。所以,可不考虑哈希函数对平均查找长度的影响。

　　是哈希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,填入表中的元素很多,产生矛盾的可能性就越大;α越小,填入表中的元素较少,产生矛盾的可能性就越小。