<input id="qkkss"></input> Floyd-Warshall算法描述 1)適用范圍： a)APSP(All Pairs Shortest Paths) b)稠密圖效果最佳 c)邊權可正可負 2)算法描述： a)初始化：dis[u,v]=w[u,v] b)For k:=1 to n For i:=1 to n For j:=1 to n If dis[i,j]>dis[i,k]+dis[k,j] Then Dis[I,j]:=dis[I,k]+dis[k,j] c)算法結束：dis即為所有點對的最短路徑矩陣 3)算法小結：此算法簡單有效，由于三重循環結構緊湊，對于稠密圖，效率要高于執行|V|次Dijkstra算法。時間復雜度O(n^3)。 考慮下列變形：如(I,j)∈E則dis[I,j]初始為1,else初始為0，這樣的Floyd算法最后的最短路徑矩陣即成為一個判斷I,j是否有通路的矩陣。更簡單的，我們可以把dis設成boolean類型，則每次可以用“dis[I,j]:=dis[I,j]or(dis[I,k]and dis[k,j])”來代替算法描述中的藍色部分，可以更直觀地得到I,j的連通情況。
標簽： Floyd-Warshall Shortest Pairs Paths
上傳時間： 2013-12-01
上傳用戶：dyctj
求標準偏差 > function c=myfunction(x) > [m,n]=size(x) > t=0 > for i=1:numel(x) > t=t+x(i)*x(i) > end > c=sqrt(t/(m*n-1)) function c=myfunction(x) [m,n]=size(x) t=0 for i=1:m for j=1:n t=t+x(i,j)*x(i,j) end end c=sqrt(t/(m*n-1
標簽： gt myfunction function numel
上傳時間： 2014-01-15
上傳用戶：hongmo
求標準偏差 > function c=myfunction(x) > [m,n]=size(x) > t=0 > for i=1:numel(x) > t=t+x(i)*x(i) > end > c=sqrt(t/(m*n-1)) function c=myfunction(x) [m,n]=size(x) t=0 for i=1:m for j=1:n t=t+x(i,j)*x(i,j) end end c=sqrt(t/(m*n-1
標簽： gt myfunction function numel
上傳時間： 2013-12-26
上傳用戶：dreamboy36
求標準偏差 > function c=myfunction(x) > [m,n]=size(x) > t=0 > for i=1:numel(x) > t=t+x(i)*x(i) > end > c=sqrt(t/(m*n-1)) function c=myfunction(x) [m,n]=size(x) t=0 for i=1:m for j=1:n t=t+x(i,j)*x(i,j) end end c=sqrt(t/(m*n-1
標簽： gt myfunction function numel
上傳時間： 2016-06-28
上傳用戶：change0329
求標準偏差 > function c=myfunction(x) > [m,n]=size(x) > t=0 > for i=1:numel(x) > t=t+x(i)*x(i) > end > c=sqrt(t/(m*n-1)) function c=myfunction(x) [m,n]=size(x) t=0 for i=1:m for j=1:n t=t+x(i,j)*x(i,j) end end c=sqrt(t/(m*n-1
標簽： gt myfunction function numel
上傳時間： 2014-09-03
上傳用戶：jjj0202
動態規劃的方程大家都知道，就是 f[i,j]=min{f[i-1,j-1],f[i-1,j],f[i,j-1],f[i,j+1]}+a[i,j] 但是很多人會懷疑這道題的后效性而放棄動規做法。 本來我還想做Dijkstra，后來變了沒二十行pascal就告訴我數組越界了……（dist:array[1..1000*1001 div 2]...） 無奈之余看了xj_kidb1的題解，剛開始還覺得有問題，后來豁然開朗…… 反復動規。上山容易下山難，我們可以從上往下走，最后輸出f[n][1]。 xj_kidb1的一個技巧很重要，每次令f[i][0]=f[i][i],f[i][i+1]=f[i][1]（xj_kidb1的題解還寫錯了）
上傳時間： 2014-07-16
上傳用戶：libinxny
Euler函數: m = p1^r1 * p2^r2 * …… * pn^rn ai >= 1 , 1 <= i <= n Euler函數： 定義：phi(m) 表示小于等于m并且與m互質的正整數的個數。 phi(m) = p1^(r1-1)*(p1-1) * p2^(r2-1)*(p2-1) * …… * pn^(rn-1)*(pn-1) = m*(1 - 1/p1)*(1 - 1/p2)*……*(1 - 1/pn) = p1^(r1-1)*p2^(r2-1)* …… * pn^(rn-1)*phi(p1*p2*……*pn) 定理：若(a , m) = 1 則有 a^phi(m) = 1 (mod m) 即a^phi(m) - 1 整出m 在實際代碼中可以用類似素數篩法求出 for (i = 1 i < MAXN i++) phi[i] = i for (i = 2 i < MAXN i++) if (phi[i] == i) { for (j = i j < MAXN j += i) { phi[j] /= i phi[j] *= i - 1 } } 容斥原理：定義phi(p) 為比p小的與p互素的數的個數 設n的素因子有p1, p2, p3, … pk 包含p1, p2…的個數為n/p1, n/p2… 包含p1*p2, p2*p3…的個數為n/(p1*p2)… phi(n) = n - sigm_[i = 1](n/pi) + sigm_[i!=j](n/(pi*pj)) - …… +- n/(p1*p2……pk) = n*(1 - 1/p1)*(1 - 1/p2)*……*(1 - 1/pk)
上傳時間： 2014-01-10
上傳用戶：wkchong
//Euler 函數前n項和 /* phi(n) 為n的Euler原函數 if( (n/p) ％ i == 0 ) phi(n)=phi(n/p)*i else phi(n)=phi(n/p)*(i-1) 對于約數：divnum 如果i|pr[j] 那么 divnum[i*pr[j]]=divsum[i]/(e[i]+1)*(e[i]+2) //最小素因子次數加1 否則 divnum[i*pr[j]]=divnum[i]*divnum[pr[j]] //滿足積性函數條件 對于素因子的冪次 e[i] 如果i|pr[j] e[i*pr[j]]=e[i]+1 //最小素因子次數加1 否則 e[i*pr[j]]=1 //pr[j]為1次 對于本題： 1. 篩素數的時候首先會判斷i是否是素數。 根據定義，當 x 是素數時 phi[x] = x-1 因此這里我們可以直接寫上 phi[i] = i-1 2. 接著我們會看prime[j]是否是i的約數 如果是，那么根據上述推導，我們有：phi[ i * prime[j] ] = phi[i] * prime[j] 否則 phi[ i * prime[j] ] = phi[i] * (prime[j]-1) (其實這里prime[j]-1就是phi[prime[j]]，利用了歐拉函數的積性) 經過以上改良，在篩完素數后，我們就計算出了phi[]的所有值。 我們求出phi[]的前綴和 */
上傳時間： 2016-12-31
上傳用戶：gyq
遙控解碼通過電腦串口顯示 /* 晶振：11.0569MHz */ #include <REGX52.h> #define uchar unsigned char uchar data IRcode[4] //定義一個4字節的數組用來存儲代碼 uchar CodeTemp //編碼字節緩存變量 uchar i,j,k //延時用的循環變量 sbit IRsignal=P3^2 //HS0038接收頭OUT端直接連P3.2(INT0) /**************************延時0.9ms子程序**********************/ void Delay0_9ms(void) {uchar j,k for(j=18 j>0 j--) for(k=20 k>0 k--) } /***************************延時1ms子程序**********************/ void Delay1ms(void) {uchar i,j for(i=2 i>0 i--) for(j=230 j>0 j--) }
標簽： uchar unsigned 11.0569 include
上傳時間： 2013-12-12
上傳用戶：Breathe0125
Instead of finding the longest common subsequence, let us try to determine the length of the LCS. Then tracking back to find the LCS. Consider a1a2…am and b1b2…bn. Case 1: am=bn. The LCS must contain am, we have to find the LCS of a1a2…am-1 and b1b2…bn-1. Case 2: am≠bn. Wehave to find the LCS of a1a2…am-1 and b1b2…bn, and a1a2…am and b b b b1b2…bn-1 Let A = a1 a2 … am and B = b1 b2 … bn Let Li j denote the length of the longest i,g g common subsequence of a1 a2 … ai and b1 b2 … bj. Li,j = Li-1,j-1 + 1 if ai=bj max{ L L } a≠b i-1,j, i,j-1 if ai≠j L0,0 = L0,j = Li,0 = 0 for 1≤i≤m, 1≤j≤n.
標簽： the subsequence determine Instead
上傳時間： 2013-12-17
上傳用戶：evil
