題目描述
輸入一個鏈表，輸出該鏈表中倒數第k個結點。
題目分析
鏈表的特徵就是修改方便，查找複雜，不支持隨機查找，更何況倒數第k個節點，除非是雙向鏈表。
此題解題其實是有一定技巧的，我們使用快慢指針來實現。同樣類似的問題還有好多，我們先解題，下文會列出所有類似問題。
1、設立兩個指針（快指針與慢指針），都指向鏈表頭部。
2、將快指針前移k個位置。
3、同時移動快慢指針，當快指針移到鏈表尾部時，慢指針指向的便是鏈表倒數第k個位置。
/*
struct ListNode {
int val;
struct ListNode *next;
ListNode(int x) :
val(x), next(NULL) {
}
};*/
class Solution {
public:
ListNode* FindKthToTail(ListNode* pListHead, unsigned int k) {
ListNode* quick = pListHead;
ListNode* slow = pListHead;
//邊界值：空鏈表
if(pListHead == NULL)
return NULL;
//邊界值：k = 0
if( 0 == k ) //編碼規範：k == 0 容易寫錯成 k = 0;所以習慣寫爲： 0 == k;
return NULL;
while(quick != NULL && k >0)
{
quick = quick -> next;
k--;
}
//邊界值：k 大於鏈表長度
if(quick == NULL && k>0)
return NULL;
while(quick != NULL)
{
quick = quick -> next;
slow = slow -> next;
}
return slow;
}
};
鏈表相關類似問題
（轉載自碼農有道公衆號：https://mp.weixin.qq.com/s/jJQTykI02oc5Hc6ObPFbmQ）
一、在O(1)時間刪除鏈表節點
題目描述：給定鏈表的頭指針和一個節點指針，在O(1)時間刪除該節點。[Google面試題]
分析：本題與《編程之美》上的「從無頭單鏈表中刪除節點」類似。主要思想都是「狸貓換太子」，即用下一個節點數據覆蓋要刪除的節點，然後刪除下一個節點。但是如果節點是尾節點時，該方法就行不通了。
代碼：如下
二、求鏈表中間節點
題目描述：求鏈表的中間節點，如果鏈表的長度爲偶數，返回中間兩個節點的任意一個，若爲奇數，則返回中間節點。
分析：此題的解決思路和第3題「求鏈表的倒數第 k 個節點」很相似。可以先求鏈表的長度，然後計算出中間節點所在鏈表順序的位置。但是如果要求只能掃描一遍鏈表，如何解決呢？最高效的解法和第3題一樣，通過兩個指針來完成。用兩個指針從鏈表頭節點開始，一個指針每次向後移動兩步，一個每次移動一步，直到快指針移到到尾節點，那麼慢指針即是所求。
代碼：如下
三、判斷單鏈表是否存在環
題目描述：輸入一個單向鏈表，判斷鏈表是否有環？
分析：通過兩個指針，分別從鏈表的頭節點出發，一個每次向後移動一步，另一個移動兩步，兩個指針移動速度不一樣，如果存在環，那麼兩個指針一定會在環裏相遇。
代碼：如下
四、找到環的入口點
題目描述：輸入一個單向鏈表，判斷鏈表是否有環。如果鏈表存在環，如何找到環的入口點？
分析：由上題可知，按照 p2 每次兩步，p1 每次一步的方式走，發現 p2 和 p1 重合，確定了單向鏈表有環路了。接下來，讓p2回到鏈表的頭部，重新走，每次步長不是走2了，而是走1，那麼當 p1 和 p2 再次相遇的時候，就是環路的入口了。
爲什麼：假定起點到環入口點的距離爲 a，p1 和 p2 的相交點M與環入口點的距離爲b，環路的周長爲L，當 p1 和 p2 第一次相遇的時候，假定 p1 走了 n 步。那麼有：p1走的路徑： a+b ＝ n；p2走的路徑： a+b+k*L = 2*n； p2 比 p1 多走了k圈環路，總路程是p1的2倍
根據上述公式可以得到 k*L=a+b=n顯然，如果從相遇點M開始，p1 再走 n 步的話，還可以再回到相遇點，同時p2從頭開始走的話，經過n步，也會達到相遇點M。
顯然在這個步驟當中 p1 和 p2 只有前 a 步走的路徑不同，所以當 p1 和 p2 再次重合的時候，必然是在鏈表的環路入口點上。
代碼：如下
五、判斷兩個鏈表是否相交
題目描述：給出兩個單向鏈表的頭指針（如下圖所示），判斷這兩個鏈表是否相交。這裏爲了簡化問題，我們假設兩個鏈表均不帶環。
分析：
1、直接循環判斷第一個鏈表的每個節點是否在第二個鏈表中。但，這種方法的時間複雜度爲O(Length(h1) * Length(h2))。顯然，我們得找到一種更爲有效的方法，至少不能是O（N^2）的複雜度。
2、針對第一個鏈表直接構造hash表，然後查詢hash表，判斷第二個鏈表的每個節點是否在hash表出現，如果所有的第二個鏈表的節點都能在hash表中找到，即說明第二個鏈表與第一個鏈表有相同的節點。時間複雜度爲爲線性：O(Length(h1) + Length(h2))，同時爲了存儲第一個鏈表的所有節點，空間複雜度爲O(Length(h1))。是否還有更好的方法呢，既能夠以線性時間複雜度解決問題，又能減少存儲空間？
3、轉換爲環的問題。把第二個鏈表接在第一個鏈表後面，如果得到的鏈表有環，則說明兩個鏈表相交。如何判斷有環的問題上面已經討論過了，但這裏有更簡單的方法。因爲如果有環，則第二個鏈表的表頭一定也在環上，即第二個鏈表會構成一個循環鏈表，我們只需要遍歷第二個鏈表，看是否會回到起始點就可以判斷出來。這個方法的時間複雜度是線性的，空間是常熟。
4、進一步考慮“如果兩個沒有環的鏈表相交於某一節點，那麼在這個節點之後的所有節點都是兩個鏈表共有的”這個特點，我們可以知道，如果它們相交，則最後一個節點一定是共有的。而我們很容易能得到鏈表的最後一個節點，所以這成了我們簡化解法的一個主要突破口。那麼，我們只要判斷兩個鏈表的尾指針是否相等。相等，則鏈表相交；否則，鏈表不相交。
所以，先遍歷第一個鏈表，記住最後一個節點。然後遍歷第二個鏈表，到最後一個節點時和第一個鏈表的最後一個節點做比較，如果相同，則相交，否則，不相交。這樣我們就得到了一個時間複雜度，它爲O((Length(h1) + Length(h2))，而且只用了一個額外的指針來存儲最後一個節點。這個方法時間複雜度爲線性O(N)，空間複雜度爲O(1)，顯然比解法三更勝一籌。
代碼：如下
六、兩個鏈表相交的第一個公共節點
題目描述：如果兩個無環單鏈表相交，怎麼求出他們相交的第一個節點呢？
分析：採用對齊的思想。計算兩個鏈表的長度 L1 , L2，分別用兩個指針 p1 , p2 指向兩個鏈表的頭，然後將較長鏈表的 p1（假設爲 p1）向後移動L2 - L1個節點，然後再同時向後移動p1 , p2，直到 p1 = p2。相遇的點就是相交的第一個節點。
代碼：如下
七、鏈表有環，如何判斷相交
題目描述：上面的問題都是針對鏈表無環的，那麼如果現在，鏈表是有環的呢?上面的方法還同樣有效麼?
分析：如果有環且兩個鏈表相交，則兩個鏈表都有共同一個環，即環上的任意一個節點都存在於兩個鏈表上。因此，就可以判斷一鏈表上倆指針相遇的那個節點，在不在另一條鏈表上。
代碼：如下
