July.cc Blogs

本篇文章

手机用户建议
PC模式 或 横屏
阅读

STL 2022 年 11 月 11 日

[C++-STL] 哈希表以及unordered_set和unordered_set的介绍

unordered_set 和 unordered_map 的底层是由 哈希表 实现的, 那么 什么是哈希表？
STL 哈希表 约7190字 -- 阅读时间≈19分钟
在分析实现了set和map之后, STL 之中还有两个名字与之非常相似的容器, unordered_set和unordered_map
set和map的底层是由红黑树实现的, 而unordered_set和unordered_map的底层是由 哈希表实现的
本篇文章的内容则分为两个部分：
  1. 第一部分：简单的介绍unordered_set和unordered_map
  2. 第二部分：分析、实现线性探测的哈希表

STL的哈希表

unordered_set 和 unordered_map在大体使用上与 set 和 map相似, 只是底层不同罢了
官方文档中对于 这两个容器的描述是这样的：

unordered_set 的介绍可以参考 unordered_map

其实在 分析过 set 和 map 之后, unordered_set 和 unordered_map 在使用上就没有什么需要特别注意的内容了
重要的是其底层实现，即 哈希表

哈希表

我们知道, 如果将数据按照顺序进行存储, 或者以平衡树的形式进行存储, 那么每个数据 与 数据的存储位置是没有关系的
所以 这种结构进行元素访问的时候, 需要通过与数据进行对比来查找元素 然后再进行访问
而 对于访问元素的最理想的方式就是 不通过对比, 知道元素就知道元素的存储位置, 实现出来的效果 也就类似人 看到一行不同数字, 告诉你一个数字, 你可以一眼看出这个数字在这一行中的位置
虽然 计算机没办法实现这种功能, 但是 哈希表 可以实现类似、接近这样的功能
因为 哈希表 存储数据 将 数据的值 和 存储位置 建立了联系, 即 可以通过数据的值 直接获取到数据的大致位置
就像 在一个表中, 1 就存储在第一个位置, 2 就存储在第二个位置, 3 就存储在第三个位置, 这样的话 只要知道了数据的值, 就可以直接知道数据的位置
即 哈希表这种结构 插入元素 和 查找元素的方法 应该是:
  1. 插入元素：根据元素的值，通过一定的方法 计算出此元素应该存储的位置, 然后进行存储
  2. 访问元素：根据元素的值, 通过相同的方法 计算出此元素的存储位置, 然后直接访问
这种插入 访问元素的方法叫 哈希方法 也叫散列方法, 过程中使用的转换函数 被称为 哈希函数
所以, 通过 哈希方法 存储数据构造出来的结构就被称为 哈希表

哈希函数

构建哈希表需要通过哈希方法, 而哈希方法又要使用哈希函数, 那么 哈希函数是怎样定义的 呢?
哈希表是通过 一般是通过数组来实现的, 因为数组可以实现随机访问(直接给定位置进行访问数据就是一种随机访问)
所以 哈希函数的作用就是 通过 数据的值 计算出数据在数组中需要存储的位置
所以 常用的 哈希函数 一般为: hash(key) = key % capacity, 函数的结果就是数据需要存储的位置

key 是数据的关键值, capacity 是底层数组的容量大小

通过此函数 就可以根据数据的关键值 计算出数据的位置, 进而进行存储 访问

例: 给一串数据: 1 5 8 3 9 12 27

使用哈希方法 将这届数据 放入容量大小为10的数组中, 则 使用 hash(key) = key % capacity 计算位置:

哈希冲突

上面举了个构建哈希表的例子, 使用的哈希函数是 以key%capacity求余, 举例的数据很和谐的被存储到了数组中
那么如果在此基础上, 再插入 13 23 33…… 会发生什么呢?
13 % 10 = 3; 23 % 10 = 3; 33 % 10 = 3
会发现 通过此哈希函数计算出来的结果都是 3, 也就意味着这些数据都需要存储在数组的3位置上, 但是很很明显 数组的3位置已经存储的有数据的
一般可能会出现的这种情况被称为, 哈希冲突 或 哈希碰撞
即, 不同关键字通过相同哈希函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

为什么会出现哈希冲突?

首先要知道, 哈希冲突是无法完全避免的, 只能尽量减少哈希冲突的出现, 但是如果哈希冲突频繁, 那么就需要考虑一下哈希函数指定是否合理了

哈希冲突的解决方法

既然在构建哈希表的过程中可能会出现哈希冲突, 那么就需要相应的解决方法

这里的解决方法不是为了避免哈希冲突, 而是为了解决 出现哈希冲突之后数据该如何存储 的问题

通常, 常见的 解决哈希冲突的方法有两种: 闭散列 和 开散列

闭散列

什么是闭散列?
闭散列, 也被称为开放定址法, 此方法 是: 出现哈希冲突时, 如果哈希表未被装满, 那么就从冲突位置 向后找空位置 将 冲突的数据存储到空位置中
既然闭散列的关键是 找空位置, 那么该如何找空位置呢?
闭散列找空位置的方法一般使用两种: 线性探测 或 二次探测

线性探测

线性探测提供的向后找空位置的方法是: 从冲突位置向后依次找每个位置是否为空, 直到找到空位则将数据存储到此位置
即 线性探测找空位置的方法是: hash(key)%capacity + i (i = 0,1,2,3……)
那么以上面的例子为基础: 再次插入 13, 那么哈希表中应该就是这样的情况:

13 直接存储在 3 的后面

使用线性探测可以 非常简单 的解决哈希冲突的情况, 但是 弊端非常大, 此例子就可以显示出来:

会造成数据拥堵, 堆积, 有可能占据了下一个原本不会发生哈希冲突的数据的位置

且 如果堆积严重 会导致插入数据向后探测次数变多, 导致效率降低

虽然 线性探测的弊端非常的大, 但是 也是结局哈希冲突的一种方法

二次探测

对比线性探测, 二次探测好像意思是向后探测两次, 其实并不是, 二次探测提供的方法是: hash(key) % capacity + i^2 (i = 0,1,2,3……)
即 向后的第一次探测, 探测 1^2位, 第二次探测, 探测 2^2位, 第三次探测, 探测 3^2位, 这里的二次 是 二次方的意思
即 如果使用二次探测 在哈希表中插入: 2 12 22 32, 那么 哈希表中应该是这样的情况:

使用二次探测, 不会造成向后数据堆积的情况, 但是会造成空间浪费太多

闭散列 数据删除

使用闭散列的方法处理哈希冲突的话, 哈希表中的数据是 不能随意删除 的, 否则的话会影响查找
因为 哈希表查找数据时, 一般查找到空才会停止, 如果是发生了哈希冲突的数据, 则会按照处理方法向后寻找. 如果 直接删除某个发生了冲突的数据:
比如像下面这样直接删除 22:

没有删除的时候, 查找 32, 则会先找到 2, 再找到 12, 再找到 22, 最后找到 32

直接删除了之后, 就会查找不到 32, 即使 32实际是在表中

因为 这是的查找流程就是: 先找到 2, 再找到 12, 再找到 第6个位置 发现为空, 停止查找

这种逻辑肯定是错误的, 所以 闭散列的数据删除不能直接删除数据
可以通过给数据施加一个状态, 来表示此位置的数据处于什么状态
即, 将数据定义为结构体, 并添加一个 表示状态的成员变量, 此变量可以有三个状态: DELETE(删除), EXIST(存在), EMPTY(空)
给数据添加状态之后:
  1. 插入数据, 就将数据的状态改为 EXIST 表示存在
  2. 删除数据, 就将数据的状态改为 DELETE 表示删除
  3. 当前位置为空, 那么当前位置数据状态就为 EMPTY 表示空
然后 查找访问数据, 通过数据的状态进行对比, 只有遇到 EMPTY状态时, 查找才停止, 遇到 DELETE 不停止

闭散列 扩容

既然以数组作为哈希表的实现, 那么扩容就是必不可少的
什么时候扩容

以 线性探测为例:

线性探测不会跳跃性的进行探测位置, 所以可以在 数组完全满了之后再进行扩容

但是 其实当数组内存储的数据 占 总容量的比例越大, 发生哈希冲突的概率就会越大, 所以 最好不要 在数组完全存储满了之后再进行扩容

一般 设置为 70%, 这个值一般被称为 负载因子

而 二次探测:

二次探测 探测位置是跳跃性的, 所以 可能出现 即使数组还有空间, 计算出的哈希位置却不再数组空间范围内 的情况, 此时就需要扩容了

所以 二次探测 不能等到数组完全存满之后在进行扩容, 实验表明 二次探测的负载因子在50%, 即 存储的数据数量 少于 空间总容量的一半, 就可以保证 新的数据一定可以插入表中

所以 二次探测 哈希表的负载因子 一般设置为 50% 以下

当然, 解决了 什么时候扩容的问题之后, 还有另外一个问题
怎么扩容
哈希表 存储数据使用的 哈希函数, 是通过 数据的值和数组的容量 来进行计算相对应的哈希位置的
如果哈希表的容量改变了, 那么 表中原来的数据 也应该与 数组新的容量进行计算 获得新的映射, 这样才能保证 查找数据正常
那么 哈希表的扩容, 就需要在扩充容量之后, 对 原数据进行新的映射 产生新的位置 进行存储

闭散列哈希表 插入 查找 删除 模拟实现

// 枚举变量 表示状态
enum State {
	EMPTY,
	EXIST,
	DELETE
};

// 哈希表数据类型
template<class K, class V>
struct HashData {
	pair<K, V> _data;
	State _state = EMPTY;
};

template<class K, class V>
class HashTable {
public:
	typedef HashData<K, V> Data;

	bool insert(const pair<K, V>& kv) {
		if (_tables.size() == 0 || _n * 10 / _tables.size() >= 7) {				// 当 哈希表总容量为0, 或 哈希表内存储的数据个数已经达到了总容量的70% 进行扩容
			size_t newSize = _tables.size() == 0 ? 10 : _tables.size() * 2;			// 新容量为10 或 原来的 2倍

			// 哈希表扩容并不是 仅仅在原来的基础上改变容量那么简单, 而是需要以新的容量作为 capacity, 对哈希表内的数据进行重新映射
			HashTable<K, V> newHashTable;
			newHashTable._tables.resize(newSize);				// 调用vector的resize接口将新哈希表的容量改为newSize

			// 遍历原来的哈希表, 将原来的哈希表内的数据映射到 新的哈希表中
			for (auto& e : _tables) {
				if (e._state == EXIST) {						// 将 原哈希表中存在的数据 映射到新哈希表中
					newHashTable.insert(e._data);
				}
			}

			// 遍历重新映射完成之后, 将 两个哈希表的_tables 进行交换
			// 就可以将当前的哈希表扩容为新的哈希表
			_tables.swap(newHashTable._tables);
		}

		size_t startI = kv.first % _tables.size();				// 开始探测的位置

		size_t hashI = startI;
		size_t i = 1;
		while (_tables[hashI]._state == EXIST) {				// 发生哈希冲突就继续向后探测
			hashI = startI + i;
			i++;
			hashI %= _tables.size();							// 更新需要探测的位置
		}

		// 探测到空位置之后
		_tables[hashI]._data = kv;
		_tables[hashI]._state = EXIST;
		_n++;
	
		return true;
	}

	Data* find(const K& key) {
		if (_tables.size() == 0) {
			return nullptr;						// 哈希表为空 查找失败
		}

		size_t startI = key % _tables.size();

		size_t hashI = startI;
		size_t i = 1;
		while (_tables[hashI]._state != EMPTY) {				// 当 当前探测位置不为空时, 进入循环 继续查找
			if (_tables[hashI]._state != DELETE && _tables[hashI]._data.first == key) {
				// 当 当前探测位置数据没有被删除 且 与查找数据相等时 就返回当前位置地址
				return &_table[hashI];
			}

			// 当前位置的数据 不是 查找的数据 就更新探测位置 继续查找
			hashI = startI + i;
			i++;
			hashI %= _tables.size();
		}

		return nullptr;					// 走出循环 就表示没有找到 
	}
		
	bool erase(const K& key) {
		Data* ret = find(key);
		if (Data) {
			ret->_state = DELETE;
			_n--;
				
			return true;
		}
		else {
			return false;
		}
	}	

private:
	vector<Data> _tables;
	size_t _n = 0;
};
模拟实现中, 插入操作最重要的就是 扩容 和 探测的方法, 而 查找和删除 只要知道为什么需要使用表示状态的变量 就没有什么特别需要注意的地方
以上内容是对于 解决哈希冲突的 闭散列方法的介绍和分析, 解决哈希冲突还存在另一种方法, 即 开散列, 开散列比闭散列更加具有优势

开散列

开散列, 又被称为链地址法\开链法, 构建方法 依旧是通过哈希函数计算哈希地址, 但是 开散列中, 哈希地址相同的数据(即发生哈希碰撞的数据) 归为一个集合, 此集合以单链表的形式存在, 被称为桶, 各个链表的头节点被存放在哈希表中, 所以此种结构也被称为哈希桶 (以下均称为哈希桶)

将 4 11 99 17 14 24 47 19 31 49 37 39 34 55 以此插入 哈希桶中, 哈希桶的结构就可以示意为:

将 哈希地址相同的数据 以 单链表的形式存储在各个位置中

开散列 完美解决了 闭散列堆积数据会导致占用其他数据位置 的问题, 因为 发生哈希冲突的数据都被存储在了一个链表中 不会对其他链造成影响

哈希桶的扩容

得益于开散列的结构优势, 哈希桶 的接口操作并没有像 闭散列那样需要注意的地方很多
哈希桶最需要注意的 只有一个扩容
什么时候扩容?
哈希桶需要考虑的问题是, 什么时候扩容?
哈希桶 不会因为数据堆积而造成空间不足, 多少数据都可以互不影响的存储在其中, 但是 数据过多就会造成桶的长度过长, 进而影响查找效率
所以 哈希桶 什么时候扩容是非常关键的

哈希桶的扩容可以提供两个方向的想法:

  1. 当 存储的数据节点 与 数组的容量 存在一定的关系时, 进行扩容, 这个关系合理就可以, 比如 相同时

  2. 当 桶长度达到某个值时, 进行扩容

此方法, 需要在哈希表的结构中 添加一个存储桶的最长长度的变量

什么时候扩容有许多的选择, 只要合理就可以, 甚至可以将两者结合

注意 频繁扩容同样非常影响哈希桶的效率, 谨慎选择

怎么扩容?
哈希桶的扩容 当然可以用 与 闭散列扩容相同的方法: 创建新的哈希桶, 遍历原哈希桶, 使用原哈希桶中的数据 调用insert接口 将数据插入到新哈希桶中, 以此完成扩容
但是 哈希桶采用这样的方法 弊端过大 :

  1. 哈希桶中数组存储的内容是链表, 如果遍历链表数据 并插入到新的哈希桶中, 需要经过一些过程: 创建新的临时表->多次创建新节点 并插入到新表中->交换数组->释放临时表

    在此过程中, 存在一个开销非常大的操作 即 释放临时表, 因为哈希桶的数组中存储的是链表 即使 临时表的数组与原表的数组进行了交换, 但是数据量是没有改变的, 临时对象的释放过程是需要对数组中存储的单链表进行遍历并释放节点的 这个开销已经至少是 O(N) 了, 这个开销非常大

所以 哈希桶 的扩容不会采用与 闭散列相同的方法
而是直接将 原数组中的节点 转移映射到 新的数组中, 再将 新数组作为 哈希桶的底层数组, 就可以避免 创建节点 和 释放链表的过程

不需要创建节点 是因为 直接将原节点 转移到了 新的数组中

不释放链表, 是因为 原数组中的节点已经被映射转移到新数组中了, 并且 新数组作为了哈希桶的底层数组, 所以 另一个数组已经空了, 只需要释放一个空的数组就可以了

哈希桶 插入 查找 删除 模拟实现

上面分析过 哈希桶 的结构 与 最重要的扩容之后, 就可以分析 模拟实现出 哈希桶 最基本的 插入 查找 删除 三个接口:
// 数据节点 结构
template<class K, class V>
struct HashNode {
	pair<K, V> _data;
	HashNode<K, V>* _next;

	HashNode(const pair<K, V>& kv) 
		:_data(kv)
		,_next(nullptr)
	{}
};

template<class K, class V>
class HashTable {
	typedef HashNode<K, V> Node;
public:
	// 由于 数组内存储的链表是自定义的, 所以需要定义析构函数将链表释放
	~HashTable() {
		// 遍历哈希桶 释放节点
		for (int i = 0; i < _tables.size(); i++) {
			Node* cur = _tables[i];
			while (cur) {
				Node* next = cur->_next;
				delete cur;
				cur = next;
			}

			_tables[i] = nullptr;
		}
	}

	bool insert(const pair<K, V>& kv) {
		if (find(kv.first)) {
			return false;						// 设计 不可重复存储数据
		}

		// 设置 当负载因子== 1时 扩容
		/*if (_tables.size() == _n) {
			size_t newSize = _tables.size() == 0 ? 10 : _tables.size() * 2;

			// 这种方法 非常的影响效率
			// 因为这种方法 调用了 insert接口, 在开散列的处理中使用insert接口 会创建新的节点, 开销过大 
			// 并且, 由于创建了新的 哈希桶, 所以在 下面循环结束的时候 新的临时的哈希桶会被释放 释放需要遍历哈希桶 又是影响效率
			HashTable<K, V> newHashTable;
			newHashTable._tables.resize(newSize, nullptr);

			// 遍历原哈希桶 在新哈希桶中重新映射
			for (int i = 0; i < _tables.size(); i++) {
				Node* cur = _tables[i];
				while (cur) {
					newHashTable.insert(cur->_data);				// 新哈希桶中插入 当前节点的存储数据
					cur = cur->_next;
				}
			}

			_tables.swap(newHashTable._tables);
		}*/

		// 上面的扩容方法 非常的影响效率且开销过大
		// 下面的另一种方法, 不调用insert, 不创建新的哈希桶 不创建新的节点 也不需要释放新的空间
		// 而是 直接将 旧数组中的节点 重新计算映射到新的数组中, 再将 哈希桶的数组更新为新数组就可以了
		if (_tables.size() == n) {
			size_t newSize = _tables.size() == 0 ? 10 : _tables.size() * 2;

			vector<Node*> newTable;
			newTable.resize(newSize, nullptr);
			for (int i = 0; i < _tables.size(); i++) {
				Node* cur = _tables[i];
				while (cur) {
					Node* next = cur->_next;				// 后面会 使cur->_next 变成 数组中存储的头节点, 所以 下一个节点提前记录

					size_t hashI = cur->_data.first % newTable.size();					// 以新数组的容量计算 对应的哈希地址
					cur->_next = newTable[hashI];										// 插入的节点 与 newTable存储的头节点相连接
					newTable[hashI] = cur;

					cur = next;						// 更新 cur
				}

				_tables[i] = nullptr;				// 原数组的内容已被转移到新数组中 将原数组的内容置空
			}

			_tables.swap(newTable);
		}
			
		// 扩容完毕, 下面插入数据
		size_t hashI = kv.first % _tables.size();
		// 找到该向数组中第几个位置插入数据
		// 然后进行头插
		Node* newNode = new Node(kv);						// 以kv数据创建新的节点
		newNode->_next = _tables[hashI];					// 将数组中存储的链表的头节点连接在新节点之后
		_tables[hashI] = newNode;							// 新节点存储到数组中

		_n++;

		return true;
	}

	Node* find(const K& key) {
		if (_tables.size() == 0) {
			return nullptr;
		}

		size_t hashI = key % _tables.size();
		Node* cur = _tables[hashI];
		while (cur) {
			if (cur->_data.first == key) {
				return cur;									// 找到返回节点
			}

			cur = cur->_next;
		}

		return nullptr;
	}

	bool erase(const K& key) {
		/*
		// 一般思路
		size_t hashI = key % _tables.size();
		Node* cur = _tables[hashI];
		Node* prev = nullptr;
		while (cur) {
			if (cur->_data.first == key) {
				if (cur == _tables[hashI]) {
					//	需要删除的节点是 数组中存储链表的头节点
					_tables[hashI] = cur->_next;
				}
				else {
					prev->_next = cur->_next;
				}
				delete cur;

				return true;
			}
			prev = cur;
			cur = cur->_next;
		}*/
		// 特殊思路, 禁止获取 prev 以及 使用next的数据作为判断条件
		// 采用数据替换:
		//		要删除 cur节点的数据, 就将cur的数据 用 cur->next的数据 覆盖掉, 再将 cur与 cur->next->next 建立连接之后 释放cur->next节点
		// 这只是一种思路, 并不是说这种方法更好, 事实上这种方法并没有上面哪一种方法好, 因为 这种方法 一定会产生数据的拷贝
		// 当数据内容过大 过多时, 开销过大
		size_t hashI = key % _tables.size();
		Node* cur = _tables[hashI];
		while (cur) {
			if (cur->_data.first == key) {
				if (cur->_next == nullptr) {
					// 如果当前节点是单链表中的最后一个节点时
					// 是没有下一个结点的, 所以不能与下一个节点进行数据的替代
					// 但是可以与 头节点进行数据的替代, 然后头删
					Node* head = _tables[hashI];
					cur->_data = head->_data;
					_tables[hashI] = head->_next;
					delete head;
					head = nullptr;
				}
				else {
					cur->_data = cur->_next->_data;
					cur->_next = cur->_next->_next;
					delete cur->_next;
				}
				_n--;

				return true;
			}
			cur = cur->_next;
		}

		return false;
	}

private:
	vector<Node*> _tables;
	size_t _n = 0;					// 记录数组存储数据的数量
};

string 的哈希值

上面分析哈希表的时候, 插入的数据 都是可以直接转换成 size_t 类型的数据, 也就是可以直接用哈希函数计算出相对应的哈希地址
那么 对于string 这种 不能直接进行 求余计算 的对象, 该如何使用哈希函数计算对应的哈希地址呢?

当然可以使用 字符串的长度 或者 首字符的ASCII码值 来进行计算, 但是这样的话 会频繁发生太多的哈希冲突:

  1. 字符串长度: abcd 和 cdef 就会发生哈希冲突
  2. 首字符的ASCII码值: aijsfjioasjdioajfijixnvccxov 和 a 就会发生哈希冲突

也可以用 字符串所有字符的ASCII码和来进行计算, 但是 这样也没有什么太大的优化, 因为还是不能明显区分 : abcd dcba 等

在《The C Programming Language》这本书中 展示了一种 string转换为哈希值的算法, 此算法大致内容为:
size_t BKDRHash(const string& str) {  
	size_t hash = 0;
	for(auto c : str) {         
		hash = hash * 131 + c;   // 也可以乘以31、131、1313、13131、131313..         
	}
    
	return hash;  
}

大家可以测试一下, 通过此算法计算出的 string的哈希值, 发生冲突的概率非常小

此算法被称为 BKDRHash 是因为 《The C Programming Language》 这本书的作者是: Brian Kernighan 与 Dennis Ritchie
其中 Dennis 也是C语言的创造者

仿函数 解决不同类型 哈希值的计算

上面虽然解决了 string类型 无法直接使用哈希函数计算 哈希地址的问题. 可以将 string 转换为对应的哈希值 然后使用哈希值进行计算
但是 还存在另外一个问题:
怎么才能让 哈希表的key数据类型是string的时候 才先取string的哈希值 再计算哈希地址; 而其他可以直接计算的情况 直接进行哈希地址的计算
这个时候 仿函数 就又需要上场了
官方文档中对于 unordered_map 的模板参数的描述, 第三个 Hash , 需要传入的函数就是 取key类型的哈希值的仿函数
仿函数的具体内容就是针对 key类型计算哈希值:
template<class Key>
struct defaultHashFcn {							// 默认的仿函数, 处理可以直接转换成 size_t的类型
	size_t operator()(const Key& k) {
		return (size_t)k;
	}
};

// 针对string类型的仿函数
template<class Key>
struct stringHashFcn {
	size_t operator()(const Key& str) {
		size_t hash = 0;
		for (auto c : str) {
			hash = hash * 131 + c;
		}

		return hash;
	}
};
然后再将 哈希表的模板参数修改一下:
// 缺省值给默认的仿函数
template<class K, class V, class HashFcn = defaultHashFcn<K>>
class HashTable {};
然后再将 哈希表中哈希函数计算哈希地址时 使用的哈希值改为 仿函数计算:
size_t hashI = cur->_data.first % _tables.size();
				↓
HashFcn hf;
size_t hashI = hf(cur->_data.first) % _tables.size();

size_t hashI = key % _tables.size();
				↓
HashFcn hf;
size_t hashI = hf(key) % _tables.size();

size_t hashI = kv.first % _tables.size();
				↓
HashFcn hf;
size_t hashI = hf(kv.first) % _tables.size();

注意 仿函数的使用, 需要实例化仿函数对象 然后通过对象使用仿函数

为了更加方便的使用 哈希表, 可以将 针对string类型计算哈希值的仿函数, 改成默认仿函数的特化形式
这样第三个模板参数的传入默认仿函数的缺省值 就可以直接处理string类型
即:
template<class Key>
struct defaultHashFcn {							// 默认的仿函数, 处理可以直接转换成 size_t的类型
	size_t operator()(const Key& k) {
		return (size_t)k;
	}
};
	
template<>
struct defaultHashFcn<string> {					// 默认仿函数 针对string类型的特化
	size_t operator()(const string& str) {
		size_t hash = 0;
		for (auto c : str) {
			hash = hash * 131 + c;
	}

		return hash;
	}
};
这样 不用手动传入第三个模板参数就可以 直接处理string类型

使用仿函数的 插入 查找 删除 模拟实现 相关代码

template<class Key>
struct defaultHashFcn {							// 默认的仿函数, 处理可以直接转换成 size_t的类型
	size_t operator()(const Key& k) {
		return (size_t)k;
	}
};
	
template<>
struct defaultHashFcn<string> {					// 默认仿函数 针对string类型的特化
	size_t operator()(const string& str) {
		size_t hash = 0;
		for (auto c : str) {
			hash = hash * 131 + c;
		}

		return hash;
	}
};

// 针对 string的仿函数的非特化版
/*template<class Key>
struct stringHashFcn {
	size_t operator()(const Key& str) {
		size_t hash = 0;
		for (auto c : str) {
			hash = hash * 131 + c;
		}
		
		return hash;
	}
};*/
	
// 数据节点 结构
template<class K, class V>
struct HashNode {
	pair<K, V> _data;
	HashNode<K, V>* _next;

	HashNode(const pair<K, V>& kv) 
		:_data(kv)
		,_next(nullptr)
	{}
};

template<class K, class V, class HashFcn = defaultHashFcn<K>>
class HashTable {
	typedef HashNode<K, V> Node;
public:
	// 由于 数组内存储的链表是自定义的, 所以需要定义析构函数将链表释放
	~HashTable() {
		// 遍历哈希桶 释放节点
		for (int i = 0; i < _tables.size(); i++) {
			Node* cur = _tables[i];
			while (cur) {
				Node* next = cur->_next;
				delete cur;
				cur = next;
			}

			_tables[i] = nullptr;
		}
	}

	bool insert(const pair<K, V>& kv) {
		if (find(kv.first)) {
			return false;						// 设计 不可重复存储数据
		}
		HashFcn hf;
		
		if (_tables.size() == _n) {
			size_t newSize = _tables.size() == 0 ? 10 : _tables.size() * 2;

			vector<Node*> newTable;
			newTable.resize(newSize, nullptr);
			for (int i = 0; i < _tables.size(); i++) {
				Node* cur = _tables[i];
				while (cur) {
					Node* next = cur->_next;				// 后面会 使cur->_next 变成 数组中存储的头节点, 所以 下一个节点提前记录

					size_t hashI = hf(cur->_data.first) % newTable.size();					// 以新数组的容量计算 对应的哈希地址
					cur->_next = newTable[hashI];										// 插入的节点 与 newTable存储的头节点相连接
					newTable[hashI] = cur;

					cur = next;						// 更新 cur
				}

				_tables[i] = nullptr;				// 原数组的内容已被转移到新数组中 将原数组的内容置空
			}

			_tables.swap(newTable);
		}
			
		// 扩容完毕, 下面插入数据
		size_t hashI = hf(kv.first) % _tables.size();
		// 找到该向数组中第几个位置插入数据
		// 然后进行头插
		Node* newNode = new Node(kv);						// 以kv数据创建新的节点
		newNode->_next = _tables[hashI];					// 将数组中存储的链表的头节点连接在新节点之后
		_tables[hashI] = newNode;							// 新节点存储到数组中

		_n++;

		return true;
	}
		
	Node* find(const K& key) {
		if (_tables.size() == 0) {
			return nullptr;
		}

		HashFcn hf;
		size_t hashI = hf(key) % _tables.size();
		Node* cur = _tables[hashI];
		while (cur) {
			if (cur->_data.first == key) {
				return cur;									// 找到返回节点
			}

			cur = cur->_next;
		}

		return nullptr;
	}

	bool erase(const K& key) {
		HashFcn hf;
		size_t hashI = hf(key) % _tables.size();
		Node* cur = _tables[hashI];
		Node* prev = nullptr;
		
		while (cur) {
			if (cur->_data.first == key) {
				if (cur == _tables[hashI]) {
					//	需要删除的节点是 数组中存储链表的头节点
					_tables[hashI] = cur->_next;
				}
				else {
					prev->_next = cur->_next;
				}
				delete cur;
			
				return true;
			}
			prev = cur;
			cur = cur->_next;
		}

		return false;
	}

private:
	vector<Node*> _tables;
	size_t _n = 0;					// 记录数组存储数据的数量
};
版权声明：自由转载-非商用-非衍生-保持署名（创意共享3.0许可证）

作者： 哈米d1ch 发表日期：2022 年 11 月 11 日

站内文章字数 ≈ 459,135
作品
Boost文档大搜索 humid1ch的视频点播
社媒
哈米d1ch - Github July.cc - CSDN
友链
© 2024 www.julysblog.cn