 |
АвтоАвтоматизацияАрхитектураАстрономияАудитБиологияБухгалтерияВоенное делоГенетикаГеографияГеологияГосударствоДомДругоеЖурналистика и СМИИзобретательствоИностранные языкиИнформатикаИскусствоИсторияКомпьютерыКулинарияКультураЛексикологияЛитератураЛогикаМаркетингМатематикаМашиностроениеМедицинаМенеджментМеталлы и СваркаМеханикаМузыкаНаселениеОбразованиеОхрана безопасности жизниОхрана ТрудаПедагогикаПолитикаПравоПриборостроениеПрограммированиеПроизводствоПромышленностьПсихологияРадиоРегилияСвязьСоциологияСпортСтандартизацияСтроительствоТехнологииТорговляТуризмФизикаФизиологияФилософияФинансыХимияХозяйствоЦеннообразованиеЧерчениеЭкологияЭконометрикаЭкономикаЭлектроникаЮриспунденкция
Методы разрешения коллизий
Для разрешения коллизий используются различные методы, которые в основном сводятся к методам ⌠цепочек⌠ и ⌠открытой адресации⌠.
Методом цепочек называется метод, в котором для разрешения коллизий во все записи вводятся указатели, используемые для организации списков √ ⌠цепочек переполнения■. В случае возникновения коллизии при заполнении таблицы в список для требуемого адреса хеш-таблицы добавляется еще один элемент.
Поиск в хеш-таблице с цепочками переполнения осуществляется следующим образом. Сначала вычисляется адрес по значению ключа. Затем осуществляется последовательный поиск в списке, связанном с вычисленным адресом.
Процедура удаления из таблицы сводится к поиску элемента и его удалению из цепочки переполнения.
Рис.3.2. Разновидности методов разрешение коллизий
Рис.3.3. Разрешение коллизий при добавлении элементов методом цепочек
Метод открытой адресации состоит в том, чтобы, пользуясь каким-либо алгоритмом, обеспечивающим перебор элементов таблицы, просматривать их в поисках свободного места для новой записи.
Рис.3.4. Разрешение коллизий при добавлении элементов методами открытой адресации.
Линейное опробование сводится к последовательному перебору элементов таблицы с некоторым фиксированным шагом
a=h(key) + c* i,
где i √ номер попытки разрешить коллизию. При шаге равном единице происходит последовательный перебор всех элементов после текущего.
Квадратичное опробование отличается от линейного тем, что шаг перебора элементов не линейно зависит от номера попытки найти свободный элемент
a = h(key2) + c* i + d* i 2
Благодаря нелинейности такой адресации уменьшается число проб при большом числе ключей-синонимов.
Однако даже относительно небольшое число проб может быстро привести к выходу за адресное пространство небольшой таблицы вследствие квадратичной зависимости адреса от номера попытки.
Еще одна разновидность метода открытой адресации, которая называется двойным хешированием, основана на нелинейной адресации, достигаемой за счет суммирования значений основной и дополнительной хеш-функций
a=h1(key) + i *h2(key).
Опишем алгоритмы вставки и поиска для метода линейное опробование.
Вставка
· i = 0
· a = h(key) + i*c
· Если t(a) = свободно, то t(a) = key, записать элемент, стоп элемент добавлен
· i = i + 1, перейти к шагу 2
Поиск
· i = 0
· a = h(key) + i*c
· Если t(a) = key, то стоп элемент найден
· Если t(a) = свободно, то стоп элемент не найден
· i = i + 1, перейти к шагу 2
Аналогичным образом можно было бы сформулировать алгоритмы добавления и поиска элементов для любой схемы открытой адресации. Отличия будут только в выражении, используемом для вычисления адреса
(шаг 2). С процедурой удаления дело обстоит не так просто, так как она в данном случае не будет являться обратной процедуре вставки.
Дело в том, что элементы таблицы находятся в двух состояниях: свободно и занято. Если удалить элемент, переведя его в состояние свободно, то после такого удаления алгоритм поиска будет работать некорректно. Предположим, что ключ удаляемого элемента имеет в таблице ключи синонимы. В том случае, если за удаляемым элементом в результате разрешения коллизий были размещены элементы с другими ключами, то поиск этих элементов после удаления всегда будет давать отрицательный результат, так как алгоритм поиска останавливается на первом элементе, находящемся в состоянии свободно.
Скорректировать эту ситуацию можно различными способами. Самый простой из них заключается в том, чтобы производить поиск элемента не до первого свободного места, а до конца таблицы. Однако такая модификация алгоритма сведет на нет весь выигрыш в ускорении доступа к данным, который достигается в результате хеширования.
Другой способ сводится к тому, чтобы проследить адреса всех ключей-синонимов для ключа удаляемого элемента и при необходимости пере разместить соответствующие записи в таблице. Скорость поиска после такой операции не уменьшится, но затраты времени на само пере размещение элементов могут оказаться очень значительными.
Существует подход, который свободен от перечисленных недостатков. Его суть состоит в том, что для элементов хеш-таблицы добавляется состояние ⌠удалено■. Данное состояние в процессе поиска интерпретируется, как занято, а в процессе записи как свободно.
Сформулируем алгоритмы вставки поиска и удаления для хеш-таблицы, имеющей три состояния элементов.
Вставка
1. i = 0
2. a = h(key) + i*c
3. Если t(a) = свободно или t(a) = удалено, то t(a) = key, записать элемент, стоп элемент добавлен
4. i = i + 1, перейти к шагу 2
Удаление
· i = 0
· a = h(key) + i*c
· Если t(a) = key, то t(a) =удалено, стоп элемент удален
· Если t(a) = свободно, то стоп элемент не найден
· i = i + 1, перейти к шагу 2
Поиск
· i = 0
· a = h(key) + i*c
· Если t(a) = key, то стоп элемент найден
· Если t(a) = свободно, то стоп элемент не найден
· i = i + 1, перейти к шагу 2
Алгоритм поиска для хеш-таблицы, имеющей три состояния, практически не отличается от алгоритма поиска без учета удалений. Разница заключается в том, что при организации самой таблицы необходимо отмечать свободные и удаленные элементы. Это можно сделать, зарезервировав два значения ключевого поля. Другой вариант реализации может предусматривать введение дополнительного поля, в котором фиксируется состояние элемента. Длина такого поля может составлять всего два бита, что вполне достаточно для фиксации одного из трех состояний. На языке TurboPascal данное поле удобно описать типом Byte или Char.
Поиск по сайту: