代码会存放在：

https://github.com/sjmshsh/Data-Struct-HandWriting

通过阅读本篇文章，你可以学到：

• 哈希思想及其本质
• 使用C++实现简易的哈希表
• 哈希思想的应用
  • 位图
  • 布隆过滤器
  • 哈希切分
  • 极致升华，海量数据处理面试题
• 拓展 – 一致性哈希算法
• 用Golang实现简易的一致性哈希算法

哈希的本质我认为是以空间换取时间。牺牲空间以换取时间复杂度为O(1)，哈希的用途很广泛，例如Redis，C++的STL，Java的集合，Go的map等等都用到了哈希，他们的原理虽然略有区别，但是基本上相同，所以我们只要理解了这个思想，就可以以分钟为单位的去学习其他地方的哈希。

哈希概念

其实增删查改（CRUD）一直是一个很大的话题，为何要增删查改，增删查改本质上是一种管理方式，就好比操作系统中，操作系统是一个管理员，管理员需要先描述再组织，描述就是把相关的数据抽象成一个结构体，或者说类对象。组织就是对这些结构体或者类对象使用某种方式管理起来。数据的管理方式有很多，常见的数据结构有：链表，栈，堆，红黑树，AVL树，B/B+树等等，当然，还有我们的哈希。

顺序结构以及平衡树中，元素关键码与其存储位置之间没有对应的关系，因此在查找一个元素时，必须要经过关键码的多次比较。顺序查找时间复杂度为O(N)，平衡树中为树的高度，即O(logN)，搜索的效率取决

于搜索过程中元素的比较次数。

理想的搜索方法：可以不经过任何比较，一次直接从表中得到要搜索的元素。 如果构造一种存储结构，通过某种函数hashFunc使元素的存储位置与它的关键码之间能够建立一一映射的关系，那么在查找时通过该函数可以很快找到该元素。

所以哈希的本质其实是简历映射关系的过程，映射的建立是需要花费空间的，但是它带来的O(1)的时间复杂度。

插入元素

根据待插入元素的关键码，以此函数计算出该元素的存储位置并按此位置进行存放。

搜索元素

对元素的关键码进行同样的计算，把求得的函数值当做元素的存储位置，在结构中按此位置取元素比较，若关键码相等，则搜索成功。

该方式即为哈希(散列)方法，哈希方法中使用的转换函数称为哈希(散列)函数，构造出来的结构称为哈希表(Hash Table)(或者称散列表)。

现在可能还是很迷，但是举一个例子就好了。

例如：数据集合{1，7，6，4，5，9}；

哈希函数设置为：hash(key) = key % capacity; capacity为存储元素底层空间总的大小。

好，那么我们现在再次插入44这个元素，可以发现，我的位置已经被占了，这就是所谓的哈希冲突问题。

哈希冲突

对不同的关键字可能得到同一散列地址，即[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-2mcgJXBA-1673943600773)(null)]，而{[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-ChcppzIi-1673943601177)(null)]，这种现象称为冲突（英语：Collision)。

– 来自《维基百科》

1. 哈希冲突是否可以避免？

   答：哈希冲突是不可能避免的，只能尽量的减小哈希冲突的概率，因为在算哈希值的时候，我们使用某种算法进行计算，难免会遇到计算的哈希值是相同的情况。

2. 哈希冲突会带来什么影响？

   答：当冲突到达一定的程度的时候，哈希表的效率会显著的降低，具体原因后续再讲。

3. 如何尽可能的规避哈希冲突？

   答：引起哈希冲突的一个很重要的原因就是：哈希函数的设计不合理。一个优秀的哈希函数应该满足以下几个条件：

   • 哈希函数的定义域必须包括需要存储的全部关键码，而如果散列表允许有m个地址时，其值域必须在0到m-1之间
   • 哈希函数计算出来的地址能均匀分布在整个空间中
   • 哈希函数应该比较简单，如果很复杂的话，那么计算成本也是很高的

因此我们这个时候来介绍一下哈希函数。

哈希函数

这里跳过，可以去网上查一下，数学问题。我们到时候模拟实现采用的是除留余数法。

除留余数法–(常用)

设散列表中允许的地址数为m，取一个不大于m，但最接近或者等于m的质数p作为除数，按照哈希函数：Hash(key) = key% p(p<=m),将关键码转换成哈希地址哈希函数设计的越精妙，产生哈希冲突的可能性就比较低，但是无法避免，那么我们如果真的遇到了哈希冲突，应该怎么解决呢？

哈希冲突解决

解决哈希冲突的两种常见方法是：闭散列和开散列

闭散列

闭散列：也叫开放定址法，当发生哈希冲突时，如果哈希表未被装满，说明在哈希表中必然还有空位置，那

么可以把key存放到冲突位置中的下一个空位置中去。那如何寻找下一个空位置呢？

线性探测

线性探测：从发生冲突的位置开始，依次向后探测，直到寻找到下一个空位为止。

• 插入

  • 通过哈希函数获取待插入元素在哈希表中的位置
  • 如何该位置中没有元素则直接插入新元素，如果该位置中有元素发生哈希冲突，使用线性探测找到下一个空位置插入新元素。

• 删除

  采用闭散列处理哈希冲突时，不能随便物理删除哈希表中的已有元素，若直接删除元素会影响其他元素的搜索。例如删除了元素4，那么我的44其实就找不到了。因为我们应该使用伪删除法来删除一个元素。

  	enum Status{EXIST, // 位置已经有元素EMPTY, // 位置为空DELETE // 删除};
  

线性探测的实现

先给出几个需要注意的点：

• 注意我的取模不能模容量，要模大小

  	size_t i = kv.first % _tables.size();// 不能取模capacity// size_t i = kv.first % _tables.capacity();
  

  原因是如果你模容量的话可能会出现内存访问越界的问题。

• 思考哈希表什么情况下进行扩容？如何扩容？

  首先回答一个问题，为什么要进行扩容？原因很简答

  1. 数据量太多了，哈希表放不下了
  2. 你可以想象一下，在同一片空间下，数据越来越多，是不是发生哈希冲突的概率会越来越大，那么再向一下线性探测的过程，如果哈希冲突很严重的话，就相当于遍历了，哈希表效率严重下降。

  那么什么时候进行扩容呢？

  1. 散列表的载荷因子定义为：α = 填入表中的元素个数 / 散列表的长。度[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传α是散列表装满程度的标志因子。由于表长是定值，[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传α与“填入表中的元素个数”成正比，所以，α越大，表明填入表中的元素越多，产生冲突的可能性就越大；反之，α越小，标明填入表中的元素越少，产生冲突的可能性就越小。实际上，散列表的平均查找长度是载荷因子[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传α的函数，只是不同处理冲突的方法有不同的函数。

     对于开放定址法，荷载因子是特别重要因素，应严格限制在0.7-0.8以下。超过0.8，查表时的CPU缓存不命中（cache missing）按照指数曲线上升。因此，一些采用开放定址法的hash库，如Java的系统库限制了荷载因子为0.75，超过此值将resize散列表。

#pragma once
#include 
#include using namespace std;template
struct Hash
{size_t operator() (const K& key){return key;}
};// 如果K是stribg类型会走这个特化版本
template<>
struct Hash
{size_t operator() (const string& s){// BKDRsize_t value = 0;for (auto ch : s){value *= 31;value += ch;}return value;}
};namespace CloseHash
{enum Status{EXIST,EMPTY,DELETE};templatestruct HashData{pair _kv;Status _status = EMPTY;};template>class HashTable{public:bool Erase(const K& key){HashData* ret = Find(key);if (ret == nullptr){// 没有找到说明没有这个数据，当然是不能删除的return false;}else{--_n;ret->_status = DELETE;return true;}}HashData* Find(const K& key){if (_tables.size() == 0){return nullptr;}HashFunc hf;size_t start = hf(key) % _tables.size();size_t i = 0;size_t index = start;// 线性探测 or 二次探测while (_tables[index]._status != EMPTY){if (_tables[index]._kv.first == key && _tables[index]._status == EXIST){return &_tables[index];}i++;index = start + i;index %= _tables.size();}return nullptr;}bool Insert(const pair& kv){HashData* ret = Find(kv.first);if (ret){return false;}// 负载因子到0.7// 负载因子越小，冲突概率就越小，效率越高，空间浪费越多if (_tables.size() == 0 || _n * 10 / _tables.size() >= 7){// 扩容size_t newSize = _tables.size() == 0 ? 10 : _tables.size() * 2;//vector> newTables;//newTables.resize(newSize); 遍历原表，把原表中的数据重新按newSize映射到新表//for (size_t i = 0; i < _tables.size(); i++)//{//	// //} 交换内存并把以前的内存销毁//_tables.swap(newTables);HashTable newHT;newHT._tables.resize(newSize);for (size_t i = 0; i < _tables.size(); i++){if (_tables[i]._status == EXIST){newHT.Insert(_tables[i]._kv);}}_tables.swap(newHT._tables);}HashFunc hf;size_t start = hf(kv.first) % _tables.size();size_t i = 0;size_t index = start;// 不能取模capacity// size_t i = kv.first % _tables.capacity();// 线性探测while (_tables[index]._status == EXIST){i++;index = start + i * i;index %= _tables.size();}_tables[index]._kv = kv;_tables[index]._status = EXIST;++_n;return true;}private:vector> _tables;size_t _n; // 有效数据的个数};struct Date{public:int a = 1;};struct HashDate{size_t operator() (const Date* d){// ...}};void TestHashTable1(){HashTable ht;ht.Insert(make_pair("lxy", 12));cout << ht.Find("lxy") << endl;ht.Erase("lxy");cout << ht.Find("lxy") << endl;// 当key是一个定义类型时，需要配置这个仿函数，将key转换成整形HashTable htds;}
}

线性探测其实缺点很大，一旦发生哈希冲突，所有的冲突连在一起，容易产生数据堆积。因此我们可以进行一次优化，使用二次探测。

二次探测

线性探测是每次遇到重复的就找下一个位置，而二次探测就是遇到重复的话，就跳过一段距离，避免数据的堆积。

线性探测的缺陷是产生冲突的数据堆积在一块，这与其找下一个空位置有关系，因为找空位置的方式就

是挨着往后逐个去找，因此二次探测为了避免该问题，找下一个空位置的方法为： Hi = (H0 + i^2) % m。其中：i = 1,2,3…，是通过散列函数Hash(x)对元素的关键码key进行计算得到的位置，m是表的大小。如果要插入44，产生冲突，使用解决后的情况为：

但是二次探测也有很大的缺点，就是每次跳跃平方的话，在负载因子到达一定程度的时候，你可能跳几万次都跳不到空位，因此如果是二次探测的话要严格控制负载因子。

研究表明甚至要到达0.5。对空间的浪费是很大的。于是我们有了一个更好的解决方案，也就是开散列。

顺便放一个代码，我们只需要改一个地方就可以了，就是扩容的时候控制一下即可。

开散列

开散列法又叫链地址法(开链法)，首先对关键码集合用散列函数计算散列地址，具有相同地址的关键码归于同一子集合，每一个子集合称为一个桶，各个桶中的元素通过一个单链表链接起来，各链表的头结点存储在哈希表中。

这个位置我们可以称作是哈希桶，每一个哈希桶里面存放的是发生了哈希冲突的元素。

极端场景是一个哈希桶内冲突的元素太多了，链表太长，因此，当一个桶长度超过一定的值之后，由链表转换为红黑树，代码实现就链表吧，红黑树太难了。

关于开散列的负载因子，实际上是1，也就是每一次插入的时候都会发生哈希冲突的时候再扩容比较好。因为它不会像闭散列一样发生堆积。

扩容的代价是很大的，所以能少扩容，负载因子就尽量大一点，要做权衡。如果数据量大到离谱，例如一个亿，每次扩容都可能会造成一定的性能抖动。

那么关于字符串放入哈希表，使用字符串哈希算法就可以了，在网上搜几个就可以。然后C++使用仿函数实现即可。

还有一个需要注意的点就是：研究表明，我们每次最好模一个素数，这样可以减小哈希冲突的概率。

因此使用素数表的方法来实现，STL也是这么做的。

代码实现

namespace LinkHash
{templatestruct HashNode{pair _kv;HashNode* _next;HashNode(const pair& kv):_kv(kv),_next(nullptr){}};template>class HashTable{typedef HashNode Node;public:bool Erase(const K& key){if (_tables.empty()){return false;}HashFunc hf;size_t index = hf(key) % _tables.size();Node* cur = _tables[index];Node* prev = nullptr;while (cur){if (cur->_kv.first == key){if (prev == nullptr){// 头删_tables[index] = cur->_next;}else{// 中间的地方进行删除prev->_next = cur->_next;}--_n;delete cur;return true;}else{prev = cur;}}}size_t GetNextPrime(size_t num){static const unsigned long __stl_prime_list[28] = {53, 97, 193, 389, 769,1543, 3079, 6151, 12289, 24593,49157, 98317, 196613, 393241, 786433,1572869, 3145739, 6291469, 12582917, 25165843,50331653, 100663319, 201326611, 402653189, 805306457,1610612741, 3221225473, 4294967291};for (size_t i = 0; i < 28; i++){if (__stl_prime_list[i] > num){return __stl_prime_list[i];}}return __stl_prime_list[27];}Node* Find(const K& key){if (_tables.empty()){return nullptr;}HashFunc hf;size_t index = hf(key) % _tables.size();Node* cur = _tables[index];while (cur){if (cur->_kv.first == key){return cur;}else{cur = cur->_next;}}return nullptr;}bool Insert(const pair& kv){Node* ret = Find(kv.first);if (ret){return false;}// 负载因子 == 1 时扩容if (_n == _tables.size()){size_t newSize = GetNextPrime(_tables.size());vector newTables;newTables.resize(newSize);for (size_t i = 0; i < _tables.size(); i++){HashFunc hf;Node* cur = _tables[i];while (cur){Node* next = cur->_next;size_t index = hf(cur->_kv.first) % newTables.size();// 头插cur->_next = newTables[index];cur = next;}_tables[i] = nullptr;}newTables.swap(_tables);}HashFunc hf;size_t index = hf(kv.first) % _tables.size();Node* newnode = new Node(kv);// 头插newnode->_next = _tables[index];_tables[index] = newnode;++_n;return true;}private://struct Data//{//	forward_list _list;//	set _rbtree;//	size_t _len;//};// 这里就不考虑极端场景了vector _tables;size_t _n; // 有效数据的个数};void TestHashTable(){int a[] = { 4, 24, 14, 7,37,37,57,67,34,14,54 };HashTable ht;for (auto e : a){ht.Insert(make_pair(e, e));}}
}

哈希的应用

位图

海量数据处理面试题1

我们从一道面试题来引入位图：

给40亿个不重复的无符号整数，没排过序。给一个无符号整数，如何快速判断一个数是否在这40亿个数

中。【腾讯】

1. 首先分析题目，我的脑子里面的第一想法是遍历，时间复杂度O(N)，然后进行优化，先排序，时间复杂度O(NlogN)，然后利用二分查找：logN。d
2. 仔细一想，哎，40亿个数字，内存放不下哎，只能用其他的方式。

这里可以使用位图。

位图就是用每一个比特位来存放某种状态，适用于海量数据，数据无重复的场景，通常是用来判断数据是否存在的。

#pragma once#include using namespace std;namespace bit
{templateclass bit_set{public:bit_set(){_bits.resize(N / 8 + 1);}// 设置为1void set(size_t x){// 这个i算的是它在第几个char里面size_t i = x / 8;// 这个j算的是它是第几个位size_t j = x % 8;_bits[i] |= (1 << j);}// 清理为0void reset(size_t x){size_t i = x / 8;size_t j = x % 8; _bits[i] &= (~(1 << j));}// 探测这个位是否是1bool test(size_t x){size_t i = x / 8;size_t j = x % 8;return _bits[i] & (1 << j);}private:vector _bits;// vector _bits;};void test_bit_set(){bit_set<0xffffffff> bs;}
}

海量数据处理面试题2

给定100亿个整数，设计算法找到只出现一次的整数。

首先分析一下题目：

数字出现的频率可以分为三种情况：

1. 出现0次
2. 出现1次
3. 出现2次以及以上

思路是：改造位图结构，以前是一个比特位标识一个值，现在改成两个比特位标识一个值。

定义两个比特位图：

bit_set _bs1;
bit_set _bs2;

这两个比特位图可以标识以下几种状态：

• 00 数字出现了0次
• 01 数字出现了1次
• 10 数字出现了2次
• 11 数字出现了3次

这样用两个比特位图就可以找到只出现一次的整数了。

#pragma once#include using namespace std;namespace bit
{templateclass bit_set{public:bit_set(){_bits.resize(N / 8 + 1);}// 设置为1void set(size_t x){// 这个i算的是它在第几个char里面size_t i = x / 8;// 这个j算的是它是第几个位size_t j = x % 8;_bits[i] |= (1 << j);}// 清理为0void reset(size_t x){size_t i = x / 8;size_t j = x % 8; _bits[i] &= (~(1 << j));}// 探测这个位是否是1bool test(size_t x){size_t i = x / 8;size_t j = x % 8;return _bits[i] & (1 << j);}private:vector _bits;// vector _bits;};templateclass TwoBitSet{public:void Set(size_t x){if (!_bs1.test(x) && !_bs2.test(x)) // 00 -> 01{_bs2.set(x);}else if (!_bs1.test(x) && _bs2.test(x)) // 01 -> 10{_bs1.set(x);_bs2.reset(x);}// 11 表示以及出现2次或者以上，不用处理			}void PrintOnceNum(){for (size_t i = 0; i < N; i++){if (!_bs1.test(i) && _bs2.test(i)) // 01{cout << i << endl;}}}private:// 然后设置的到bs1，一旦设置到bs1就已经说明完成了两次了bit_set _bs1;// 第一次设置到bs2bit_set _bs2;};void test_bit_set(){bit_set<0xffffffff> bs;}void TestTwoBitSet(){int a[] = { 99,0,4,50,33,44,2,5,99,0,50,99,50,2 };TwoBitSet<100> bs;for (auto e : a){bs.Set(e);}bs.PrintOnceNum();}
}

海量数据处理面试题3

给两个文件，分别有100亿个整数，我们只有1G内存，如何找到两个文件的交集？

思路1：把一个文件中的整数set到一个比特位图，读取第二个文件中的整数判断在不在位图。在就是交际，不在就不是交集。

这个思路看起来可以，但是实际上有一个很大的缺点：

int a1[] = {5, 30, 1, 99, 10};
int a2[] = {8, 10, 11, 9, 30, 10, 30};

8不在。10在。11不在。9不在。30在。10在。30在。最终结果。

10 30 10 30

还要加入到set进行去重。可行，但是还是不完美。

思路2：把文件set到一个位图，然后同时再set到另外一个位图，然后把两个位图相与，与完是1的就是交集。

海量数据处理面试题4

1个文件有100亿个int，1G内存，设计算法找到出现次数不能超过2次的所有整数。

两个位图即可，跟第二题差不多。

总结一下

1. 快速查找某一个数据是否在一个集合中
2. 排序
3. 求两个集合的交集，并集
4. 操作系统中磁盘块标记
5. 。。。。

布隆过滤器

布隆过滤器的提出

我们在使用新闻客户端看新闻时，它会给我们不停地推荐新的内容，它每次推荐时要去重，去掉那些已经看

过的内容。问题来了，新闻客户端推荐系统如何实现推送去重的？ 用服务器记录了用户看过的所有历史记

录，当推荐系统推荐新闻时会从每个用户的历史记录里进行筛选，过滤掉那些已经存在的记录。 如何快速查

找呢？（Tips：推荐系统是可以有容错性的，所以这是一种解决方案）

1. 用哈希表存储用户记录，缺点：浪费空间
2. 用位图存储用户记录，缺点：不能处理哈希冲突
3. 将哈希与位图结合，即布隆过滤器

特点

一句话解决：

本质上布隆过滤器是一种数据结构，比较巧妙的概率型数据结构（probabilistic data structure），特点是高效地插入和查询，可以用来告诉你 “某样东西一定不存在或者可能存在”。

布隆过滤器是可以过滤字符串的，首先我们使用字符串哈希算法把字符串转换成一个整数。

然后把这个整数映射到比特位图里面，其实这就是布隆过滤器。

如果比特位是0的话，那么说明这个位置对应的字符串一定不存在，如果比特位是1的话，代码可能存在，因为我们前面已经了解到了，哈希冲突是无法避免的。

既然无法避免，我们就需要去尽可能规避。

1. 首先选择优秀的字符串哈希函数
2. 其次，使用多个字符串哈希函数，同时进行映射，减少冲突的概率。
3. 开的空间尽可能提升，负载因子尽可能小

例如这里是3个哈希函数的例子。

插入

算3个哈希插入。

查找

如果我找到了有一个比特位为0，那么我可以百分百说没有这个字符串。如果我找到了3个比特位都是1。那么这个值因为哈希冲突的原因可能不存在，就是这么一个道理。

删除

不能支持删除工作，因为在删除一个元素的时候，可能会影响其他元素。

比如：删除上图中"tencent"元素，如果直接将该元素所对应的二进制比特位置0，“baidu”元素也被删除了，

因为这两个元素在多个哈希函数计算出的比特位上刚好有重叠。

一种支持删除的方法：将布隆过滤器中的每个比特位扩展成一个小的计数器，插入元素时给k个计数器(k个哈

希函数计算出的哈希地址)加一，删除元素时，给k个计数器减一，通过多占用几倍存储空间的代价来增加删

除操作。这相当于是引用计数吧。但是存在计数回绕问题。所以这个计数器取多少，是一个玄学问题。

代码实现

#pragma once#include 
#include 
#include struct BKDRHash
{size_t operator()(const string& s){// BKDRsize_t value = 0;for (auto ch : s){value *= 31;value += ch;}return value;}
};struct APHash
{size_t operator()(const string& s){size_t hash = 0;for (long i = 0; i < s.size(); i++){if ((i & 1) == 0){hash ^= ((hash << 7) ^ s[i] ^ (hash >> 3));}else{hash ^= (~((hash << 11) ^ s[i] ^ (hash >> 5)));}}return hash;}
};struct DJBHash
{size_t operator()(const string& s){size_t hash = 5381;for (auto ch : s){hash += (hash << 5) + ch;}return hash;}
};templateclass BloomFilter
{
public:void Set(const K& key){size_t len = X * N;size_t index1 = HashFunc1()(key) % len;size_t index2 = HashFunc2()(key) % len;size_t index3 = HashFunc3()(key) % len;/*	cout << index1 << endl;cout << index2 << endl;cout << index3 << endl<size_t len = X * N;cout << len << endl;size_t index1 = HashFunc1()(key) % len;if (_bs.test(index1) == false)return false;size_t index2 = HashFunc2()(key) % len;if (_bs.test(index2) == false)return false;size_t index3 = HashFunc3()(key) % len;if (_bs.test(index3) == false)return false;return true;  // 存在误判的}// 不支持删除，删除可能会影响其他值。void Reset(const K& key);
private:bitset _bs;
};void TestBloomFilter1()
{BloomFilter<100> bits;bits.Set("我的名字是李鑫阳");
}void TestBloomFilter2()
{/*BloomFilter<100> bf;bf.Set("张三");bf.Set("李四");bf.Set("牛魔王");bf.Set("红孩儿");bf.Set("eat");cout << bf.Test("张三") << endl;cout << bf.Test("李四") << endl;cout << bf.Test("牛魔王") << endl;cout << bf.Test("红孩儿") << endl;cout << bf.Test("孙悟空") << endl;cout << bf.Test("二郎神") << endl;cout << bf.Test("猪八戒") << endl;cout << bf.Test("ate") << endl;*/BloomFilter<100> bf;srand(time(0));size_t N = 100;std::vector v1;for (size_t i = 0; i < N; ++i){std::string url = "https://www.cnblogs.com/-clq/archive/2012/05/31/2528153.html";url += std::to_string(1234 + i);v1.push_back(url);}for (auto& str : v1){bf.Set(str);}for (auto& str : v1){cout << bf.Test(str) << endl;}cout << endl << endl;std::vector v2;for (size_t i = 0; i < N; ++i){std::string url = "https://www.cnblogs.com/-clq/archive/2012/05/31/2528153.html";url += std::to_string(6789 + i);v2.push_back(url);}size_t n2 = 0;for (auto& str : v2){if (bf.Test(str)){++n2;}}cout << "相似字符串误判率:" << (double)n2 / (double)N << endl;std::vector v3;for (size_t i = 0; i < N; ++i){// string url = "zhihu.com";//std::string url = "https://www.baidu.com/s?wd=ln2&rsv_spt=1&rsv_iqid=0xc1c7784f000040b1&issp=1&f=8&rsv_bp=1&rsv_idx=2&ie=utf-8&tn=baiduhome_pg&rsv_dl=tb&rsv_enter=1&rsv_sug3=8&rsv_sug1=7&rsv_sug7=100&rsv_sug2=0&rsv_btype=i&prefixsug=ln2&rsp=5&inputT=4576&rsv_sug4=5211";//std::string url = "https://zhidao.baidu.com/question/1945717405689377028.html?fr=iks&word=ln2&ie=gbk&dyTabStr=MCw0LDMsMiw2LDEsNSw3LDgsOQ==";std::string url = "https://www.cnblogs.com/-clq/archive/2012/01/31/2333247.html";url += std::to_string(rand());v3.push_back(url);}size_t n3 = 0;for (auto& str : v3){if (bf.Test(str)){++n3;}}cout << "不相似字符串误判率:" << (double)n3 / (double)N << endl;}

应用场景

• 规避缓存击穿
• 垃圾邮件判断
• 。。。数据量大，节约空间，允许误判等场景

海量数据面试题5

给两个文件，分别有100亿个query，我们只有1G内存，如何找到两个文件交集？分别给出精确算法和近似算法

近似算法使用布隆过滤器即可。但是存在误判。

如果要给出精确算法的话，那么我们就得使用哈希切分思想了。

哈希切分

首先分析一下内存，1个G内存，1个query大概10字节。100亿个query大概100G左右。那么我们切分成200个小文件即可。

我们把两个文件命名为A号文件和B号文件。

首先在A号文件中读取query，i = BKRDHash(query) % 200。这个quert就进入Ai号小文件。B同理。

我们有结论：**A和B中相同的query一定进入编号相同的小文件。**这是由哈希的性质决定的，因为哈希一样的query计算出来的i是相同的。

所以我们查找的时候只需要把Ai号和Bi号文件加载进入内存，然后查找就可以了，相同的query必定是相同的字符串里面。

海量数据面试题6

给一个超过100G大小的log file, log中存着IP地址, 设计算法找到出现次数最多的IP地址？ 与上题条件相同，如何找到top K的IP？如何直接用Linux系统命令实现？

答：使用哈希切分，这样相同IP的一定进入相同文件，然后使用小根堆来以O(logN)来统计出现次数最多的IP地址。

步骤如下：

• Hash分桶法：
• 将100G文件分成1000份，将每个IP地址映射到相应文件中：file_id = hash(ip) % 1000
• 在每个文件中分别求出最高频的IP，再合并 Hash分桶法：
• 使用Hash分桶法把数据分发到不同文件
• 各个文件分别统计top K
• 最后Top K汇总
• Linux命令，假设top 10：sort log_file | uniq -c | sort -nr k1,1 | head -10

拓展：一致性哈希算法

我写过博客，可以看一看：

https://blog.csdn.net/qq_61039408/article/details/128697332?spm=1001.2014.3001.5501