接上篇 雜湊的簡要描述和鏈位址法
解決雜湊衝突的方法：
如果我們能夠**將要存入表中元素的數目，而且我們有足夠的記憶體空間可以容納帶有空閒空間的所有關鍵字，那麼使用鏈位址法是不值得的。我們依靠空的儲存空間解決衝突：設計表長m大於元素數目n，開放位址法，最簡單的開放位址法是線性探測法：
該符號表的實現將元素儲存到大小是元素個數兩倍的雜湊表中。
void hashtableinit(int max)
void hashtableinsert(item item)
hash_table[hash_key] = item;
n++;
}
item hashtabelsearch(keyitem v)
return hash_table[hash_key];
}
void hashtabeldelete(item item)
if (hash_table[hash_key] == nullitem)
return;
hash_table[hash_key] = nullitem;
n--;
//將刪除位置到其右邊下乙個空位之間所有的元素重新雜湊
for (int j = hash_key+1; hash_table[j] != nullitem; j = (j+1)%m)
}
n/m ，表示表中被位置被佔據的百分比，成為裝填因子。
對於稀疏表（
α 較小），預期幾次探測就能找到表的空位，但對於接近滿的表（
α 對於線性探測法，當聚焦問題嚴重或者表接近滿時，要搜尋乙個關鍵字，往往要逐個檢查很多個無關項（先於和搜尋關鍵字匹配的元素插入）。為了解決聚焦問題，提出了雙重雜湊演算法，其基本策略和線性探測法一項，唯一不同是：它不是檢查衝突位置後的每乙個位置，而是採用另乙個雜湊函式產生乙個固定的增量。（跳躍式檢查和插入，減小聚焦大小）
注：第二個雜湊函式要仔細選擇，需滿足條件
（1）排除雜湊值是0的情況
（2）產生的雜湊值必須與表長m互素
常用`#define hash2(v) ((v % 97) + 1)
void hashtableinsert(item item)
hash_table[hash_key] = item;
n++;
}item hashtabelsearch(keyitem v)
return hash_table[hash_key];
}
如果要保證所有搜尋的平均開銷小於t次探測，那麼線性探測法和雙重雜湊法的裝填因子分別要小於1−
1/t√
和1−1
/t因為隨著表中關鍵字的增多，表的效能會下降，一種解決辦法是：當表快要滿時，表的大小加倍，然後被所有元素重新插入。（非經常性操作，可以接受）
如果表支援刪除的adt操作，隨著表元素減少，值得對錶大小減半。但需要注意的是表長加倍和減半的閾值時不同的。如在半滿時加倍，在1/8滿時減半。
表長動態變化能夠合理處理各種元素個數的變化，缺點是表的擴張和縮減時的重新雜湊和記憶體分配的開銷。
如何選擇：
- 是選擇線性探測還是雙重雜湊主要取決於：計算雜湊函式的開銷和裝填因子。
α 較小，兩者均可；長關鍵字計算雜湊函式開銷大；裝填因子
α 接近於1，雙重雜湊效能大於線性探測。
- 鏈位址法需要額外的記憶體空間儲存鏈結，但是有一些符號表中已經事先分配好了鏈結欄位的元素。雖然不如開放位址法快，但效能仍然比順序搜尋快的多。
- 當以搜尋為主且關鍵字數目不能精確**時，動態雜湊表是可選的。
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