C語(yǔ)言實(shí)例真題講解數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中單向環(huán)形鏈表
目錄
1、例題引入
鏈接直達(dá):
題目:
2、何為帶環(huán)鏈表
正常的單鏈表每個(gè)節(jié)點(diǎn)順次鏈接,最后一個(gè)節(jié)點(diǎn)指向NULL,如下:
而帶環(huán)鏈表的最后一個(gè)節(jié)點(diǎn)不再指向NULL了,指向的是前面任意一個(gè)節(jié)點(diǎn),以此形成帶環(huán)鏈表,并一直循環(huán)下去。如下:
3、題解思路
我們可以將上述圖畫(huà)的抽象一點(diǎn),在沒(méi)有進(jìn)入環(huán)之前我們用直線表示,進(jìn)入環(huán)之后用圈來(lái)表示,以此示意循環(huán)。此題需要用到我們之前講解的求中間節(jié)點(diǎn)和求倒數(shù)第k個(gè)節(jié)點(diǎn)的快慢指針的思想。定義兩個(gè)指針slow和fast均指向一開(kāi)始的位置。 讓slow一次走一步,fast一次走兩步。
當(dāng)slow走到直線一半的位置時(shí),此時(shí)的fast剛好就在環(huán)的入口點(diǎn)。
假設(shè)slow剛好走到環(huán)的入口點(diǎn)時(shí),fast走到如下位置,此時(shí)fast開(kāi)始追趕模式
fast開(kāi)始追趕slow,假設(shè)fast在如下的位置開(kāi)始追上slow
代碼如下:
bool hasCycle(struct ListNode *head) { struct ListNode*slow=head; struct ListNode*fast=head; while(fast&&fast->next) { slow=slow->next; fast=fast->next->next; if(slow==fast) { return true; } } return false; }
單純從解體的角度看,此題并不復(fù)雜,僅需用到快慢指針的思想即可解決,單是由此題可以引出多個(gè)值得我們探討的問(wèn)題,以此來(lái)加深我們對(duì)環(huán)形鏈表的認(rèn)知,如下三大拓展問(wèn)題:
4、拓展問(wèn)題
- (1)slow一次走1步,fast一次走2步,一定能追上嗎?
答案:一定能。
證明:
當(dāng)slow走到中間的時(shí)候,fast一定進(jìn)環(huán)了,此時(shí)fast開(kāi)始追擊。我們假設(shè)slow進(jìn)環(huán)以后,slow和fast的距離是N,此時(shí)slow走1步,fast走2步,它們倆的距離縮短1變?yōu)镹-1。以此類推,每次追擊,距離縮小1,當(dāng)距離縮小為0時(shí)就追上了。綜上,一定能追上。
- (2)slow一次走1步,fast一次走3步,能追上嗎?fast一次走4步呢?n步呢?
答案:不一定
證明:
我們先來(lái)討論slow一次走1步,fast一次走3步的情況。假設(shè)slow走了1步,fast走3步時(shí)剛好進(jìn)環(huán),而當(dāng)slow剛好進(jìn)環(huán)的時(shí)候,fast可能已經(jīng)走了1圈,具體情況得看環(huán)的大小,此時(shí)slow和fast之間的距離為N。并假設(shè)環(huán)的長(zhǎng)度是C。
slow一次走1步,fast一次走3步,距離變?yōu)镹-2。由此可見(jiàn),fast和slow每走一次,距離縮短2。此時(shí)就不難發(fā)現(xiàn)了,需要分類討論,當(dāng)N是偶數(shù)時(shí),剛好可以追上,當(dāng)N是奇數(shù)時(shí),追到最后距離為-1,此時(shí)就要再追了,意味著slow和fast之間的距離變成C-1。
繼續(xù)追擊,根據(jù)前面的分析,如果C-1是偶數(shù),那么可以追上。如果C-1是奇數(shù),那么就永遠(yuǎn)追不上了,將會(huì)無(wú)線循環(huán)追下去,可就是追不上。他們的差距N是由進(jìn)環(huán)前的長(zhǎng)度和環(huán)的長(zhǎng)度決定的,而這兩個(gè)又都是隨機(jī)的,所以N的值不確定,可奇可偶,又像剛剛那樣討論下去,出現(xiàn)奇數(shù)將一去不復(fù)返。
同理fast一次走4步也是這樣的討論,同樣都是不一定,不過(guò)這個(gè)時(shí)候是每走一次,距離縮短3。當(dāng)N是3的倍數(shù)就可以追上,當(dāng)不是3的倍數(shù)就要繼續(xù)討論了,有興趣的童鞋可以繼續(xù)鉆研下去,思想和fast一次走3步一樣,這里不過(guò)多贅述。
- (3)鏈表環(huán)的入口點(diǎn)在哪呢?
當(dāng)我們搞清楚slow和fast分別走的距離時(shí),入口點(diǎn)自然就明了了。
法一:
slow一次走1步,fast一次走2步,那么fast走的距離是slow的2倍
在具體講解之前,首先要搞清楚,不存在說(shuō)慢指針slow在里頭走了一圈,快指針fast還沒(méi)有追到slow,因?yàn)閒ast每次走2步,slow每次走1步,它倆間的距離每次都縮小1,所以只會(huì)越來(lái)越近,直到追到。最多最多也就快1圈,但從來(lái)也不會(huì)剛好滿1圈。所以下面很容易推出slow和fast分別走了多少。
假設(shè):
【鏈表頭 - - - 入口點(diǎn)】:L
【入口點(diǎn) - - - 相遇點(diǎn)】:X
【環(huán)的長(zhǎng)度】:C
slow走的距離:L + X
fast走的距離:L + N*C + X
解釋:
因?yàn)橄惹耙呀?jīng)提到slow不會(huì)都走了一圈還沒(méi)被追到,所以很容易推出slow的距離就是L+X
而快指針一次走2步,很可能會(huì)因?yàn)榄h(huán)過(guò)小導(dǎo)致在slow指針進(jìn)入入口點(diǎn)前,fast指針已經(jīng)走了好幾圈。簡(jiǎn)而言之3句話:
- L很小,C很大,slow進(jìn)環(huán)前,fast可能在環(huán)里面,一圈都沒(méi)走完
- L很大,C很小,slow進(jìn)環(huán)前,fast在里面走了很多圈了
- 但是slow進(jìn)環(huán)以后,在一圈之內(nèi),fast一定追到slow,它們的距離最多C-1
根據(jù)一開(kāi)始說(shuō)的,fast走的距離是slow走的距離的2倍,可列出如下式子:
2*(L+X) = L + N*C + X
化簡(jiǎn)后:L+X = N*C 或 L = N*C - X 或 L = (N-1)*C + (C-X) 或 L + X = N*C
用此公式即可證明:一個(gè)指針從meet走,一個(gè)指針從head走,他們會(huì)在入口點(diǎn)相遇!
因?yàn)槭阶?N-1)*C表明從相遇點(diǎn)走了N-1圈后又回到了相遇點(diǎn),此時(shí)再走C-X的距離就回到了入口點(diǎn),由上得知,此公式確實(shí)讓它們回到了入口點(diǎn)。
用一道切實(shí)的題目來(lái)具體解出入口點(diǎn)的位置:
鏈接直達(dá):
題目:
代碼如下:
struct ListNode* detectCycle(struct ListNode* head) { struct ListNode* slow = head; struct ListNode* fast = head; while (fast && fast->next) { //判斷是否是帶環(huán)鏈表 slow = slow->next; fast = fast->next->next; if (slow == fast) { struct ListNode* meet = slow; while (meet != head) { //求出相遇點(diǎn) meet = meet->next; head = head->next; } return meet; } } return NULL; }
求相遇點(diǎn)還有另外一種方法:
找到相遇點(diǎn)meet后,讓meet做尾,讓下一個(gè)點(diǎn)做新鏈表的頭
此法顯的尤為巧妙,剛好轉(zhuǎn)換成了兩個(gè)鏈表求交點(diǎn)的問(wèn)題。因?yàn)榇藭r(shí)headA鏈表的尾部是meet,而headB鏈表的尾部也是meet,此時(shí)就意味著倆鏈表必會(huì)相交,而相交的地方就是入口點(diǎn),兩鏈表相交正是博主上篇博文中所詳細(xì)講解的,這里就不過(guò)多強(qiáng)調(diào)了。
到此這篇關(guān)于C語(yǔ)言超詳細(xì)講解數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中單向環(huán)形鏈表的文章就介紹到這了,更多相關(guān)C語(yǔ)言 單向環(huán)形鏈表內(nèi)容請(qǐng)搜索腳本之家以前的文章或繼續(xù)瀏覽下面的相關(guān)文章希望大家以后多多支持腳本之家!
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