给定一个3*3的矩阵,求出对角线元素之和。 输入格式: 按照行优先顺序输入一个3*3矩阵,每个矩阵元素均为整数。 输出格式: 从左下角到右上角这条对角线上的元素之和。 输入样例: 1 2 3 3 4 5 6 0 1 输出样例: 在这里给出相应的输出。例如: 13(使用c语言)

时间: 2025-04-04 14:15:26 浏览: 84
<think>嗯,我现在得帮用户解决这个问题,就是给定一个3x3的矩阵,求从左下角到右上角那条对角线上的元素之和。用户还给了输入样例和输出样例,输出是13,而且要用C语言实现。那我要怎么一步步来思考这个问题呢? 首先,我得明确题目要求。题目中的对角线指的是从左下角到右上角的对角线,也就是副对角线或者反对角线。例如,在样例输入中,矩阵是: 1 2 3 3 4 5 6 0 1 这条对角线上的元素应该是第三行的第一个元素6,第二行的中间元素4,第一行的第三个元素3。这三个数的和是6+4+3=13,和样例输出一致。 那问题来了,如何用C语言来实现呢?我需要先读取一个3x3的矩阵,然后计算这条对角线上的元素之和。接下来,我需要分步骤考虑: 第一步,如何存储这个矩阵。通常可以用二维数组,比如int matrix[3][3]。然后,用户输入的格式是按行优先顺序输入,也就是先输入第一行的三个数,接着第二行,最后第三行。所以,我需要用循环来读取输入。例如,用两个嵌套的for循环,外层循环控制行数,内层循环控制列数。 第二步,确定对角线的元素的位置。对于3x3的矩阵,副对角线上的元素满足行号加上列号等于2(因为索引从0开始)。比如,第三行第一列是matrix[2][0],行号2+列号0=2;第二行中间是matrix[1][1],1+1=2;第一行第三列是matrix[0][2],0+2=2。所以,对于每个元素,如果i + j == 2(其中i是行索引,j是列索引),那么这个元素就是副对角线上的元素。 那计算总和的话,可以遍历整个矩阵,检查每个元素是否满足i+j == 2的条件,满足的话就将该元素的值加到总和里。或者,也可以直接遍历这条对角线上的元素,即行从0到2,对应的列是2 - i,这样可以避免遍历整个矩阵,效率更高。例如,当i=0时,列是2;i=1时,列是1;i=2时,列是0。这三个位置的元素相加即可。 第三步,读取输入。用户输入的每一行有三个整数,用空格分隔。例如,输入样例中的三行分别是: 1 2 3 3 4 5 6 0 1 那么在C语言中,可以用scanf函数来读取。需要注意的是,输入是按行输入的,所以外层循环是行数,从0到2,内层循环是列数,从0到2。例如: for (int i = 0; i < 3; i++) { for (int j = 0; j < 3; j++) { scanf("%d", &matrix[i][j]); } } 这样就能正确读取整个矩阵。 第四步,计算总和。根据之前的分析,可以循环i从0到2,每次取matrix[i][2 - i],然后累加。例如: int sum = 0; for (int i = 0; i < 3; i++) { sum += matrix[i][2 - i]; } 或者,也可以写成i + j == 2的条件,但那样需要两层循环,效率稍低。这里直接按行遍历会更高效。 第五步,输出结果。用printf输出sum的值即可。 现在需要考虑可能的边界情况或者错误情况吗?题目中说每个元素都是整数,所以不需要处理非整数输入的问题。只要确保正确读取3x3的矩阵即可。 那现在把这些步骤整合成C语言代码。整个程序的流程大概是: 1. 定义3x3的二维数组。 2. 读取输入,填充数组。 3. 计算副对角线元素之和。 4. 输出结果。 例如,代码结构如下: #include <stdio.h> int main() { int matrix[3][3]; for (int i = 0; i < 3; i++) { for (int j = 0; j < 3; j++) { scanf("%d", &matrix[i][j]); } } int sum = 0; for (int i = 0; i < 3; i++) { sum += matrix[i][2 - i]; } printf("%d\n", sum); return 0; } 这样应该就可以正确得到结果了。测试输入样例的话,第三行第一元素是6,第二行中间是4,第一行第三是3,总和13,正确。 有没有可能哪里出问题呢?比如索引计算错误?比如当i=0时,列是2-0=2,对应正确;i=1时,列是1;i=2时,列是0,没错。 那这样应该没问题了。用户的问题应该得到解决。</think>要解决这个问题,我们需要计算一个3x3矩阵的副对角线(从左下角到右上角)元素之和。以下是详细的解决步骤和代码实现: --- ### **解决思路** 1. **输入矩阵**:按行读取用户输入的3x3矩阵,存入二维数组。 2. **定位副对角线元素**:副对角线元素的行列索引满足 $i + j = 2$(索引从0开始)。 3. **累加求和**:遍历副对角线上的元素,累加它们的值。 4. **输出结果**:打印最终的和。 --- ### **C语言代码实现** ```c #include <stdio.h> int main() { int matrix[3][3]; // 读取输入矩阵 for (int i = 0; i < 3; i++) { for (int j = 0; j < 3; j++) { scanf("%d", &matrix[i][j]); } } int sum = 0; // 计算副对角线元素之和 for (int i = 0; i < 3; i++) { sum += matrix[i][2 - i]; } printf("%d\n", sum); return 0; } ``` --- ### **代码解释** 1. **输入矩阵**:使用嵌套循环读取3行3列的整数,存储到二维数组 `matrix` 中。 2. **副对角线元素求和**:通过公式 $j = 2 - i$ 定位副对角线元素(如 `matrix[0][2]`、`matrix[1][1]`、`matrix[2][0]`),直接遍历行索引并累加对应元素。 3. **输出结果**:最终的和通过 `printf` 输出。 --- ### **输入输出示例** **输入**: ``` 1 2 3 3 4 5 6 0 1 ``` **输出**: ``` 13 ``` **解释**:副对角线元素为6(第3行第1列)、4(第2行第2列)、3(第1行第3列),和为 $6 + 4 + 3 = 13$。
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静态链表示意图:2.2 顺序表与链表的比较存储密度比较:顺序表:只存储数据元素、预分配存储空间链表:指针的结构性开销、链表中的元素个数没有限制按位查找:顺序表:O(1),随机存取链表:O(n),顺序存取插入和删除:顺序表:O(n),平均移动表长一半的元素链表:不用移动元素,合适位置的指针——O(1)时间复杂度:顺序表:若线性表频繁查找却很少进行插入和删除操作链表:若线性表需频繁插入和删除时空间复杂度:顺序表:知道线性表的大致长度,空间效率会更高链表:若线性表中元素个数变化较大或者未知2.3 栈        定义:限定仅在一端(栈顶)进行插入和删除操作的线性表,后进先出。栈示意图:        时间复杂度(插入与删除):顺序栈与链栈均为O(1)        空间复杂度:链栈多一个指针域,结构性开销较大,使用过程中元素个数变化较大时,用链栈;反之顺序栈。        出栈元素不同排列的个数:   (卡特兰数)        共享栈: 两个栈共享一片内存空间, 两个栈从两边往中间增长。卡特兰数的应用:存储结构:顺序栈初始化:top=-1链栈初始化:top=NULL栈的应用:        1) 括号匹配        2) 递归        3) 中缀表达式 转 后缀表达式        4) 中缀表达式:设两个栈(数据栈和运算符栈),根据运算符栈的优先级进行运算。2.4 队列        定义: 只允许在一端插入, 在另一端删除。具有先进先出的特点。队列示意图:        时间复杂度:均为O(1)        空间复杂度:链队列多一个指针域,结构性开销较大;循环队列存在浪费空间和溢出问题。使用过程中元素个数变化较大时,用链队列;反之循环队列。        双端队列: 只允许从两端插入、两端删除的线性表。双端队列示意图: 存储结构:        链队列:队头指针指向队头元素的前一个位置,队尾指针指向队尾元素,先进先出。        循环队列:                1)队空:front=rear                2)队满:(rear+1)%QueueSize=front                3)队列元素个数:(队尾-队头+队长)%队长==(rear-front+QueueSize)%QueueSize队列的应用:        1) 树的层次遍历        2) 图的广度优先遍历2.4 数组与特殊矩阵一维数组的存储结构:二维数组的存储结构: 对称矩阵的压缩(行优先):下三角矩阵的压缩(行优先):  上三角(行优先):三对角矩阵的压缩(行优先):稀疏矩阵压缩:十字链表法压缩稀疏矩阵:2.5 串        串,即字符串(String)是由零个或多个字符组成的有限序列。串是一种特殊的线性表,数据元素之间呈线性关系。字符串模式匹配:        1)朴素模式匹配算法        2)KMP算法手算KMP的next数组示意图:求next[2] :求next[3]: 求next[4]: 求next[5]: C语言求KMP的next数组代码示例:void Createnext(char *sub, int *next){ assert(sub != NULL && next != NULL); int j = 2; //模式串的next指针 int k = 0; //next数组的回溯值,初始化为next[1]=0 int lenSub = strlen(sub); assert(lenSub != 0); next[0] = -1; next[1] = 0; while (j < lenSub){ if (sub[j-1] == sub[k]){ next[j] = ++k; j++; } else{ k = next[k]; if (k == -1){ k = 0; next[j] = k; j++; } } }}求nextValue:void nextValue(char *sub, int *next) { int lenSub = strlen(sub); for(int j=2;j<lensub; j++){ if(sub[j]==sub[next[j]]) next[j]=next[next[j]] }}备注:         1) 实现next有多种不同方式, 对应不同的next数组使用        2) 根据实现方式不同, next数组整体+1不影响KMP算法。第三章 树和二叉树3.1 树和森林        定义(树):n(n≥0)个结点(数据元素)的有限集合,当 n=0 时,称为空树。3.1.1 树的基本术语        结点的度:结点所拥有的子树的个数。        叶子结点:度为 0 的结点,也称为终端结点。        分支结点:度不为 0 的结点,也称为非终端结点。        孩子:树中某结点子树的根结点称为这个结点的孩子结点。        双亲:这个结点称为它孩子结点的双亲结点。        兄弟:具有同一个双亲的孩子结点互称为兄弟。        路径:结点序列 n1, n2, …, nk 称为一条由 n1 至 nk 的路径,当且仅当满足结点 ni 是 ni+1 的双亲(1<=i<k)的关系。        路径长度:路径上经过的边的个数。        祖先、子孙:如果有一条路径从结点 x 到结点 y,则 x 称为 y 的祖先,而 y 称为 x 的子孙。        结点所在层数:根结点的层数为 1;对其余结点,若某结点在第 k 层,则其孩子结点在第 k+1 层。        树的深度(高度):树中所有结点的最大层数。        树的宽度:树中每一层结点个数的最大值。        树的度:树中各结点度的最大值。        树的路径长度:  从根到每个结点的路径长度总和        备注: 在线性结构中,逻辑关系表现为前驱——后继,一对一; 在树结构中,逻辑关系表现为双亲——孩子,一对多。        森林: 森林是m(m≥0)棵互不相交的树的集合, m可为0, 即空森林。3.1.2 树的性质        结点数=总度数+1        度为m的树第 i 层至多有 个结点(i≥1)        高度为h的m叉树至多有 个结点        具有n个结点的m叉树的最小高度为 最小高度推理过程图:3.1.3 树与森林的遍历树的遍历:先根遍历(先根后子树)后根遍历(先子树后根)层序遍历森林的遍历:前序遍历(先根, 后子树)中序遍历(先子树后根, 其实就是后序遍历树)区别与联系:         1) 树的前序遍历等价于其树转化二叉树的前序遍历!        2) 树的后序遍历等价于其树转化二叉树的中序遍历!3.1.4 树的存储结构双亲表示法图:孩子表示法图:孩子兄弟表示法图(树/森林转化为二叉树):3.1.5 树转二叉树在树转为二叉树后, 有以下结论:        1) 树的叶子结点数量 = 二叉树左空指针数量(形象理解为树越宽, 兄弟越多, 越是向右长)        2) 树的非叶子结点数量 = 二叉树右空指针-1(非叶子必有儿子, 右指针由儿子提供, -1是根节点多了一个右空指针)3.2 二叉树3.2.1 二叉树的性质斜树:左斜树:所有结点都只有左子树的二叉树右斜树:所有结点都只有右子树的二叉树        满二叉树:所有分支结点都存在左子树和右子树,且所有叶子都在同一层上的二叉树        完全二叉树:在满二叉树中,从最后一个结点开始,连续去掉任意个结点得到的二叉树完全二叉树特点:叶子结点只能出现在最下两层且最下层的叶子结点都集中在二叉树的左面完全二叉树中如果有度为 1 的结点,只可能有一个,且该结点只有左孩子深度为 k 的完全二叉树在 k-1 层上一定是满二叉树在同样结点个数的二叉树中,完全二叉树的深度最小        性质:在二叉树中,如果叶子结点数为 n0,度为 2 的结点数为 n2,则有: n0=n2+1证明: 设 n 为二叉树的结点总数,n1 为二叉树中度为 1 的结点数,则有: n=n0+n1+n2        在二叉树中,除了根结点外,其余结点都有唯一的一个分枝进入,一个度为 1 的结点射出一个分枝,一个度为 2 的结点射出两个分枝,所以有:n=n1+2n2+1        性质:二叉树的第 i 层上最多有个结点(i≥1)        性质:一棵深度为 k 的二叉树中,最多有 个结点        性质:具有 n 个结点的完全二叉树的深度为 向下取整+1 (或向上取整)证明:设具有 n 个结点的完全二叉树的深度为 k,则:≤n  <对不等式取对数,有:k-1 ≤ <k即:<k ≤ +1由于 k 是整数,故必有k= +1         性质:对一棵具有 n 个结点的完全二叉树中从 1 开始按层序编号,对于任意的序号为 i(1≤i≤n)的结点(简称结点 i),有:如果 i>1,则结点 i 的双亲结点的序号为 i/2,否则结点 i 无双亲结点如果 2i≤n,则结点 i 的左孩子的序号为 2i,否则结点 i 无左孩子如果 2i+1≤n,则结点 i 的右孩子的序号为2i+1,否则结点 i 无右孩子        性质:若已知一棵二叉树的前序序列和中序序列,或者中序序列和后序序列,能唯一确定一颗二叉树。 3.2.2 二叉树的遍历        从根结点出发,按照某种次序访问树中所有结点,并且每个结点仅被访问一次。前序遍历(深度优先遍历)中序遍历后序遍历层序遍历(广度优先遍历)3.2.3 二叉树的存储链式存储图:顺序存储图:3.2.4 线索二叉树        利用二叉树中n+1个空指针, 将指针指向结点的前驱和后继。线索二叉树是加上线索的链表结构,  是一种物理结构存储结构:示例图:三种线索化的对比图: 各自特点:3.3 哈夫曼树和哈夫曼编码        带权路径长度(WPL):从根结点到各个叶子结点的路径长度与相应叶子结点权值的乘积之和        最优二叉树(哈夫曼树):给定一组具有确定权值的叶子结点,带权路径长度最小的二叉树特点:权值越大的叶子结点越靠近根结点只有度为 0 和度为 2 的结点,不存在度为 1 的结点构造过程中共新建了n-1个结点, 因此总结点数为2n-1        前缀编码:在一组编码中,任一编码都不是其它任何编码的前缀, 前缀编码保证了在解码时不会有多种可能。         度为m的哈夫曼树: 通过只有度为m和度为0求解非叶子结点 3.4 并查集        存储结构: 双亲表示法        实现功能: 并查(并两个集合, 查根结点)        优化: 小树并到大树, "高树变矮树"(压缩路径)第四章 图        定义:顶点集V和边集E组成,记为G = (V, E)        注意:线性表可以是空表,树可以是空树,但图不可以是空,即V一定是非空集, 边集E可以为空        子图:若图G=(V, E),G'=(V', E'),如果V' 属于 V 且E' 属于E,则称图G'是G的子图4.1 图的基本概念图的分类:        无向边:表示为(vi,vj),顶点vi和vj之间的边没有方向        有向边(弧):表示为<vi,vj>,从vi 到vj 的边有方向, vi为弧尾, vj为弧头        稠密图:边数很多的图        稀疏图:边数很少的图        无向完全图:无向图中,任意两个顶点之间都存在边        有向完全图:有向图中,任意两个顶点之间都存在方向相反的两条弧度、入度和出度:        顶点的度:在无向图中,顶点 v 的度是指依附于该顶点的边数,通常记为TD (v)        顶点的入度:在有向图中,顶点 v 的入度是指以该顶点为弧头的弧的数目,记为ID (v);        顶点的出度:在有向图中,顶点 v 的出度是指以该顶点为弧尾的弧的数目,记为OD (v);        握手定理: 路径:         回路(环):第一个顶点和最后一个顶点相同的路径        简单路径:序列中顶点不重复出现的路径        简单回路(简单环):除第一个和最后一个顶点外,其余顶点不重复出现的回路。        路径长度:非带权图——路径上边的个数        路径长度:带权图——路径上边的权值之和         极大连通子图: 连通的情况下, 包含尽可能多的边和顶点, 也称连通分量        极小连通子图: 删除该子图中任何一条b边, 子图不再连通, 如生成树无向连通图:        连通顶点:在无向图中,如果顶点vi和顶点vj(i≠j)之间有路径,则称顶点vi和vj是连通的        连通图:在无向图中,如果任意两个顶点都是连通的,则称该无向图是连通图        连通分量:非连通图的极大连通子图、连通分量是对无向图的一种划分连通分量示意图:有向强连通图、强连通分量:        强连通顶点:在有向图中,如果从顶点vi到顶点vj和从顶点vj到顶点vi均有路径,则称顶点vi和vj是强连通的        强连通图:在有向图中,如果任意两个顶点都是强连通的,则称该有向图是强连通图        强连通分量:非强连通图的极大连通子图强连通分量示意图: 子图与生成子图:常考点无向图:        所有顶点的度之和=2|E|        若G是连通图,则最少有 n-1 条边(树),若 |E|>n-1,则一定有回路        若G是非连通图,则最多可能有 条边 (n-1个完全图+1个孤点)        无向完全图共有条边有向图:        所有顶点的出度之和=入度之和=|E|        所有顶点的度之和=2|E|        若G是强连通图,则最少有 n 条边(形成回路)        有向完全图共有条边图的遍历:从图中某一顶点出发访问图中所有顶,并且每个结点仅被访问一次。深度优先遍历序列(dfs)广度优先遍历序列(bfs)    备注:  调⽤BFS/DFS函数的次数 = 连通分量数4.2 图的存储结构 邻接矩阵:一维数组:存储图中顶点的信息二维数组(邻接矩阵):存储图中各顶点之间的邻接关系特点:一个图能唯一确定一个邻接矩阵,存储稀疏图时,浪费空间。空间复杂度为: O()。示意图:性质 (行*列) :邻接表:顶点表:所有边表的头指针和存储顶点信息的一维数组边表(邻接表):顶点 v 的所有邻接点链成的单链表示意图:特点:空间复杂度为:O(n+e), 适合存储稀疏图。两者区别:十字链表法图:备注:         1) 十字链表只用于存储有向图        2) 顺着绿色线路找: 找到指定顶点的所有出边        3) 顺着橙色线路找: 找到指定顶点的所有入边        4) 空间复杂度:O(|V|+|E|)邻接多重表图:备注:        1) 邻接多重表只适用于存储无向图        2) 空间复杂度:O(|V|+|E|)四者区别: 4.3 最小生成树        生成树:连通图的生成树是包含全部顶点的一个极小连通子图, 可用DFS和BFS生成。        生成树的代价:在无向连通网中,生成树上各边的权值之和        最小生成树:在无向连通网中,代价最小的生成树        性质: 各边权值互不相等时, 最小生成树是唯一的。边数为顶点数-1生成森林示意图:4.3.1 Prim算法        从某⼀个顶点开始构建⽣成树;每次将代价最⼩的新顶点纳⼊⽣成树,直到所有顶点都纳⼊为⽌。基于贪心算法的策略。        时间复杂度:O(|V|2) 适合⽤于边稠密图。4.3.2 Kruskal 算法(克鲁斯卡尔)        每次选择⼀条权值最⼩的边,使这条边的两头连通(原本已经连通的就不选), 直到所有结点都连通。基于贪心算法的策略。        时间复杂度:O( |E|log2|E| ) 适合⽤于边稀疏图。4.4 最短路径        非带权图: 边数最少的路径(广度优先遍历)        带权图: 边上的权值之和最少的路径4.4.1 Dijkstra算法        时间复杂度:O(n2)        备注: Dijkstra 算法不适⽤于有负权值的带权图4.4.2 Floyd算法核心代码:        时间复杂度:O(n3)        备注: 可以⽤于负权值带权图, 不能解决带有“负权回路”的图三者区别:4.5 有向⽆环图(DAG)描述表达式 (简化前) :描述表达式 (简化后) :4.6 拓扑排序        AOV⽹(Activity On Vertex NetWork,⽤顶点表示活动的⽹): ⽤DAG图(有向⽆环图)表示⼀个⼯程。顶点表示活动,有向边表示活动Vi必须先于活动Vj进⾏如图:拓扑排序的实现:        ① 从AOV⽹中选择⼀个没有前驱(⼊度为0)的顶点并输出。        ② 从⽹中删除该顶点和所有以它为起点的有向边。        ③ 重复①和②直到当前的AOV⽹为空或当前⽹中不存在⽆前驱的顶点为⽌。逆拓扑排序(可用DFS算法实现):        ① 从AOV⽹中选择⼀个没有后继(出度为0)的顶点并输出。        ② 从⽹中删除该顶点和所有以它为终点的有向边。        ③ 重复①和②直到当前的AOV⽹为空备注: 上三角(对角线为0)矩阵, 必不存在环, 拓扑序列必存在, 但拓扑不唯一。(拓扑唯一, 图不唯一)4.7 关键路径        在带权有向图中,以顶点表示事件,以有向边表示活动,以边上的权值表示完成该活动的开销(如完成活动所需的时间),称之为⽤边表示活动的⽹络,简称AOE⽹示意图:        关键活动: 从源点到汇点的有向路径可能有多条,所有路径中,具有最⼤路径⻓度的路径称为 关键路径,⽽把关键路径上的活动称为关键活动。        事件vk的最早发⽣时间: 决定了所有从vk开始的活动能够开⼯的最早时间。        活动ai的最早开始时间: 指该活动弧的起点所表⽰的事件的最早发⽣时间。        事件vk的最迟发⽣时间: 它是指在不推迟整个⼯程完成的前提下,该事件最迟必须发⽣的时间。        活动ai的最迟开始时间: 它是指该活动弧的终点所表示事件的最迟发⽣时间与该活动所需时间之差。        活动ai的时间余量:表⽰在不增加完成整个⼯程所需总时间的情况下,活动ai可以拖延的时间。d(k)=0的活动就是关键活动, 由关键活动可得关键路径。示例图:第五章 查找        静态查找 :不涉及插入和删除操作的查找        动态查找 :涉及插入和删除操作的查找        查找⻓度: 在查找运算中,需要对⽐关键字的次数称为查找⻓度        平均查找长度:衡量查找算法的效率公式:5.1 顺序查找(线性查找):        顺序查找适合于存储结构为顺序存储或链接存储的线性表。  基本思想:从数据结构线形表的一端开始,顺序扫描,依次将扫描到的结点关键字与给定值k相比较,若相等则表示查找成功;若扫描结束仍没有找到关键字等于k的结点,表示查找失败。        时间复杂度: O(n)。有序顺序查找的ASL图:        无序查找失败时的平均查找长度:  n+1次 (带哨兵的情况)5. 2 折半查找:        元素必须是有序的,顺序存储结构。判定树是一颗平衡二叉树, 树高 (由n=-1得来)。        基本思想:用给定值k先与中间结点的关键字比较,中间结点把线形表分成两个子表,若相等则查找成功;若不相等,再根据k与该中间结点关键字的比较结果确定下一步查找哪个子表。        公式:mid=(low+high)/2, 即mid=low+1/2*(high-low);           1)相等,mid位置的元素即为所求           2)>,low=mid+1;                3)<,high=mid-1。        时间复杂度: 二叉判定树的构造:         备注:对于静态查找表,一次排序后不再变化,折半查找能得到不错的效率。但对于需要频繁执行插入或删除操作的数据集来说,不建议使用。失败结点的ASL不是方形结点, 而是其父节点。5.3 分块查找        分块查找,⼜称索引顺序查找。        基本思想:将查找表分为若干子块, 块内的元素可以无序, 块间的元素是有序的, 即前一个快的最大元素小于后一个块的最大元素。再建立索引表, 索引表中的每个元素含有各块的最大关键字和第一个元素的地址。索引表按关键字有序排列。示意图:备注:         1) 设索引查找和块内查找的平均查找⻓度分别为LI、LS,则分块查找的平均查找⻓度为ASL=LI + LS        2) 将长度为n的查找表均匀分为b块, 每块s个记录, 在等概率情况下, 若在块内和索引表中均采用顺序查找, 则平均查找长度为:5.4 二叉排序树        又称二叉查找树(BST,Binary Search Tree), 是具有如下性质的二叉树:左子树结点值 < 根结点值 < 右子树结点值        二叉排序树的插入:  新插入的结点 一定是叶子。二叉排序树的删除        1) 情况一, 删除叶结点, 直接删除        2) 情况二, 待删除结点只有一颗子树, 让子树代替待删除结点        3) 情况三, 待删除结点有左, 右子树, 则令待删除的直接前驱(或直接后继(中序遍历))代替待删除结点。示意图: (30为直接前驱, 60为直接后继)平均查找效率: 主要取决于树的高度。时间复杂度: 5.5 平衡二叉树        简称平衡树(AVL树), 树上任一结点的左子树和右子树的 高度之差不超过1。 结点的平衡因子=左子树高-右子树高。平衡二叉树的插: LL型:RR型:RL型:LR型:        平衡二叉树的删除: 同上考点:        假设以表示深度为h的平衡树中含有的最少结点数。 则有 = 0, = 1, = 2,并且有=  +          时间复杂度: 5.6 红黑树        与AVL树相比, 插入/删除 很多时候不会破坏“红黑”特性,无需频繁调整树的形态。因为AVL是高度差严格要求不超过1, 红黑树高度差不超过2倍, 较为宽泛。定义:        ①每个结点或是红色,或是黑色的        ②根节点是黑色的        ③叶结点(外部结点、NULL结点、失败结点)均是黑色的        ④不存在两个相邻的红结点(即红结点的父节点和孩子结点均是黑色)        ⑤对每个结点,从该节点到任一叶结点的简单路径上,所含黑结点的数目相同        口诀: 左根右,根叶黑 不红红,黑路同示例图:性质:        性质1:从根节点到叶结点的最长路径不大于最短路径的2倍 (红结点只能穿插 在各个黑结点中间)        性质2:有n个内部节点的红黑树高度          结论: 若根节点黑高为h,内部结点数(关键字)最多有 , 最少有示例图:红黑树的插入操作:红黑树的插入示例图:         红黑树的删除: 和“二叉排序树的删除”一样! 具体还是算了吧, 放过自己。。。        时间复杂度: 5.7 B树        B树,⼜称多路平衡查找树,B树中所被允许的孩⼦个数的最⼤值称为B树的阶,通常⽤m表示。 m阶B树的特性:        1)树中每个结点⾄多有m棵⼦树,即⾄多含有m-1个关键字。        2)若根结点不是终端结点,则⾄少有两棵⼦树。        3)除根结点外的所有⾮叶结点⾄少有 棵⼦树,即⾄少含有个关键字。         4) 所有的叶结点都出现在同⼀层次上,并且不带信息, ( 指向这些结点的指针为空 ) 。        5) 最小高度:    (n为关键字, 注意区分结点)        6) 最大高度:         7) 所有⼦树⾼度要相同        8) 叶结点对应查找失败的情况, 即n个关键字有n+1个叶子结点示例图: B树的插入(5阶为例):B树的删除:        1) 若被删除关键字在终端节点,则直接删除该关键字 (要注意节点关键字个数是否低于下限 ⌈m/2⌉ − 1)        2) 若被删除关键字在⾮终端节点,则⽤直接前驱或直接后继来替代被删除的关键字 删除77:删除38:删除90:        3) 若被删除关键字所在结点删除前的关键字个数低于下限,且此时与该结点相邻的左、右兄弟结 点的关键字个数均=⌈m/2⌉ − 1,则将关键字删除后与左(或右)兄弟结点及双亲结点中的关键字进⾏合并 删除49: 5.8 B+树⼀棵m阶的B+树需满⾜下列条件        1)每个分⽀结点最多有m棵⼦树(孩⼦结点)。        2)⾮叶根结点⾄少有两棵⼦树,其他每个分⽀结点⾄少有 ⌈m/2⌉ 棵⼦树。        3)结点的⼦树个数与关键字个数相等。        4)所有叶结点包含全部关键字及指向相应记录的指针,叶结点中将关键字按⼤⼩顺序排列,并且相邻叶结点按⼤⼩顺序相互链接起来        5)所有分⽀结点中仅包含它的各个⼦结点中关键字的最⼤值及指向其⼦结点的指针。所有⾮叶结点仅起索引作⽤,        6) 所有⼦树⾼度要相同B+树示例图:B+树与B树的对比图:5.9 哈希表(Hash)        根据数据元素的关键字 计算出它在散列表中的存储地址。        哈希函数: 建⽴了“关键字”→“存储地址”的映射关系。        冲突(碰撞):在散列表中插⼊⼀个数据元素时,需要根据关键字的值确定其存储地址,若 该地址已经存储了其他元素,则称这种情况为“冲突(碰撞)”        同义词:若不同的关键字通过散列函数映射到同⼀个存储地址,则称它们为“同义词”        复杂度分析:对于无冲突的Hash表而言,查找复杂度为O(1) 5.9.1 构造哈希函数        1) 除留余数法 —— H(key) = key % p, 取⼀个不⼤于m但最接近或等于m的质数p        适⽤场景:较为通⽤,只要关键字是整数即可        2) 直接定址法 —— H(key) = key 或 H(key) = a*key + b        适⽤场景:关键字分布基本连续        3) 数字分析法 —— 选取数码分布较为均匀的若⼲位作为散列地        适⽤场景:关键字集合已知,且关键字的某⼏个数码位分布均匀        4) 平⽅取中法(二次探测法)——取关键字的平⽅值的中间⼏位作为散列地址        适⽤场景:关键字的每位取值都不够均匀。5.9.2 处理冲突拉链法示意图:开放定址法:        1) 线性探测法        2) 平⽅探测法        3) 双散列法        4) 伪随机序列法示意图:        删除操作: 采用开放定址法时, 只能逻辑删除。        装填因子: 表中记录数 / 散列表长度 。        备注: 平均查找长度的查找失败包含不放元素的情况。(特殊: 根据散列函数来算: 2010真题)        聚集: 处理冲突的方法选取不当,而导致不同关键字的元素对同一散列地址进行争夺的现象第六章 排序        稳定 :如果a原本在b前面,而a=b,排序之后a仍然在b的前面;        内排序 :所有排序操作都在内存中完成;        外排序 :由于数据太大,因此把数据放在磁盘中,而排序通过磁盘和内存的数据传输才能进行。参考博客:超详细十大经典排序算法总结(java代码)c或者cpp的也可以明白_Top_Spirit的博客-CSDN博客6.1 直接插入排序动图演示:         优化: 折半插入排序6.2 希尔排序        又称缩小增量排序, 先将待排序表分割成若⼲形如 L[i, i + d, i + 2d,…, i + kd] 的“特殊”⼦表,对各个⼦表分别进⾏直接插⼊排序。缩⼩增量d,重复上述过程,直到d=1为⽌。建议每次将增量缩⼩⼀半。示例图:6.3 冒泡排序动图演示:6.4 快速排序算法思想:        1) 在待排序表L[1…n]中任取⼀个元素pivot作为枢轴(或基准)        2) 通过⼀趟排序将待排序表划分为独⽴的两部分L[1…k-1]和L[k+1…n],使得L[1…k-1]中的所有元素⼩于pivot,L[k+1…n]中的所有元素⼤于等于 pivot,则pivot放在了其最终位置L(k)上,这个过程称为⼀次“划分”。        3) 然后分别递归地对两个⼦表重复上述过程,直每部分内只有⼀个元素或空为⽌,即所有元素放在了其最终位置上。示例图:  6.5 简单选择排序        算法思想: 每⼀趟在待排序元素中选取关键字最⼩的元素加⼊有序⼦序列。动画演示:6.6 堆排序        ⼤根堆: 若满⾜:L(i)≥L(2i)且L(i)≥L(2i+1) (1 ≤ i ≤n/2 )        ⼩根堆: 若满⾜:L(i)≤L(2i)且L(i)≤L(2i+1) (1 ≤ i ≤n/2 )大根堆示例图:6.6.1 建立大根堆        思路:从开始, 把所有⾮终端结点都检查⼀遍,是否满足大根堆的要求,如果不满⾜,则进⾏调整。若元素互换破坏了下⼀级的堆,则采⽤相同的方法继续往下调整(⼩元素不断“下坠”)小元素下坠示例图:          结论: 建堆的过程,关键字对⽐次数不超过4n,建堆时间复杂度=O(n)6.6.2 堆的插入与删除        插入: 将新增元素放到表尾, 而后根据大小根堆进行上升调整。        删除: 被删除的元素⽤堆底元素替代,然后让该 元素不断“下坠”,直到⽆法下坠为⽌排序动图演示:6.7 归并排序        该算法是采用分治法, 把两个或多个已经有序的序列合并成⼀个。2路归并图:        结论:n个元素进⾏k路归并排序,归并趟数= 6.8 基数排序 (低位优先)        基数排序是非比较的排序算法,对每一位进行排序,从最低位开始排序,复杂度为O(kn),为数组长度,k为数组中的数的最大的位数;动图演示:         时间复杂度: ⼀趟分配O(n),⼀趟收集O(r),总共 d 趟分配、收集,总的时间复杂度=O(d(n+r)) , 其中把d为关键字拆 为d个部分, r为每个部分可能 取得 r 个值。基数排序适用场景:        ①数据元素的关键字可以⽅便地拆分为 d 组,且 d 较⼩        ②每组关键字的取值范围不⼤,即 r 较⼩        ③数据元素个数 n 较⼤如:内部排序总结:         基本有序:  直接插入(比较最少), 冒泡(趟数最少)6.9 外部排序        数据元素太多,⽆法⼀次全部读⼊内存进⾏排序, 读写磁盘的频率成为衡量外部排序算法的主要因素。示例图:多路归并:        结论: 采⽤多路归并可以减少归并趟数,从⽽减少磁盘I/O(读写)次数。对 r 个初始归并段,做k路归并,则归并树可⽤ k 叉树表示 若树⾼为h,则归并趟数 = h-1 = 。K越大, r越小, 读写磁盘次数越少。(缺点: k越大, 内部排序时间越大)6.9.1 败者树        使⽤k路平衡归并策略,选出⼀个最小元素需要对⽐关键字 (k-1)次,导致内部归并所需时间增加。因此引入败者树。示例图:        结论: 对于 k 路归并,第⼀次构造败者 树需要对⽐关键字 k-1 次 , 有了败者树,选出最⼩元素,只需对⽐关键字次6.9.2 置换-选择排序        使用置换-选择排序可以减少初始化归并段。示意图: 6.9.3 最佳归并树原理图:        注意:对于k叉归并,若初始归并段的数量⽆法构成严格的 k 叉归并树, 则需要补充⼏个⻓度为 0 的“虚段”,再进⾏ k 叉哈夫曼树的构造。示例图: 添加虚段数目: 难点:结束!  !  !注: 以上部分图片素材来自王道数据结构我要的图文并茂关注

7-4 Sigmoid函数及其梯度 7-4 Sigmoid函数及其梯度 分数 10 作者 陈浩川 单位 厦门大学 为了方便表述,对于作用于矩阵的激活函数,本文中如果无特殊说明,表示它分别作用于矩阵的每个元素,即f(X) i,j ​ =f(X i,j ​ )。 如果没有非线性函数作为激活函数,那么无论多层感知机(MLP)有多少层,都相当于没有隐藏层。比如,具有一个隐藏层的多层感知机y=f 2 ​ (f 1 ​ (X×A)×B),如果f 1 ​ (x)=kx+b,即它是一个线性函数,我们将其带入公式中可以得到y=f 2 ​ ((kX×A+b×1)×B)=f 2 ​ (kX×A×B+b×1×B),其中1表示所有元素都是1的矩阵。令C=kA×B, c ˉ =b×1×B,那么y=f 2 ​ (X×C+ c ˉ ),显然又变成了单层神经网络,网络的表达能力被大大的削弱了,由此可见非线性激活函数对于神经网络的重要性。 最经典的激活函数莫过于Sigmoid函数σ(x)= 1+exp(−x) 1 ​ ,它在x=0附近从0到1剧烈变化,通常用于0-1分类任务。它的导函数也十分容易求得,请你自己推导。 320px-Logistic-curve.svg.png Sigmoid函数图形,来自Wikipedia - Sigmoid function 现在给出矩阵A∈R m×n 和矩阵B∈R n×p ,记它们的积为C=AB,求σ(C)以及它分别对C、A、B的梯度∇ C ​ σ、∇ A ​ σ、∇ B ​ σ。 输入格式: 第一行给出三个整数m,n和p,均不大于10 2 。然后跟随着一个空行。 随后m行以行主序给出矩阵A中的元素,每行n个元素,元素间用空格分隔。然后跟随着一个空行。 随后n行以行主序给出矩阵B中的元素,每行p个元素,元素间用空格分隔。 输出格式: 首先输出作用Sigmoid函数后的乘积矩阵σ(C),共m行,每行p个元素, 每个元素间后都紧随着一个空格,每行以换行结尾。最后额外输出一个空行。 然后输出矩阵∇ C ​ σ,共m行,每行p个元素, 每个元素间后都紧随着一个空格,每行以换行结尾。最后额外输出一个空行。 接着输出矩阵∇ A ​ σ,共m行,每行n个元素, 每个元素间后都紧随着一个空格,每行以换行结尾。最后额外输出一个空行。 最后输出矩阵∇ B ​ σ,共n行,每行p个元素, 每个元素间后都紧随着一个空格,每行以换行结尾。最后额外输出一个空行。 输出元素均保留小数点后2位。 输入样例: 2 2 3 0.1 0.2 -0.3 0.4 1 2 3 3 2 1 输出样例: 0.67 0.65 0.62 0.71 0.55 0.38 0.22 0.23 0.24 0.21 0.25 0.24 1.38 1.36 1.41 1.35 -0.04 -0.05 -0.05 0.13 0.14 0.14

以下是2023年和2024年内蒙古大学计算机学院的研究生复试编程题目。请根据下面题目预测2025年的题目,切合相关知识点或者没有出现过的知识点。 ## 2023 题目 题目1 请写一个程序,帮助大家利用鞋码算出脚长。要求: 1、允许用户输入自己的鞋码,并有提示语'请输入你的鞋码:',不需要包括单引号; 2、计算鞋码,脚长=(鞋码+10)/2; 3、输出脚长,并有提示语'你的脚长是:' 示例 输入:38 输出:你的脚长是:24.0 题目2   给定一个以秒为单位的时间t,要求用“H:M:S”的格式来表示这个时间。H表示时间,M表示分钟,而S表示秒,它们都是整数且没有前导的“0”。例如,若t=0,则应输出是“0:0:0”;若t=3661,则输出“1:1:1”。 输入格式   输入只有一行,是一个整数t(0<=t<=86399)。 输出格式   输出只有一行,是以“H:M:S”的格式所表示的时间,不包括引号。 样例输入 5436 样例输出 1:30:36 题目3 结构体的题目,大致式有n个学生的信息(包括学号,姓名,成绩),存入结构体中,要求按照成绩的高低顺序输出学生的信息。 题目4 输入求在字符串A、字符串B中相同的字符个数 ## 2024 题目 1. 有一组a-z的ASCII码,比如‘sjhdyiebdjskaa’,请设计算法给出代码实现统计每个ASCII出现的次数,并且按照出现次数多少从大到小排列。 2. 栈是很常见的操作。栈的基本操作包括:初始化、判空、入栈、出栈、获取栈顶元素。请给出代码。 3. 中文系统的开发具有重要意义,如何将数字转化为中文读法很重要。例如面对用户输入的是501,输出五百零一;输入00810,输出八百一十。请给出代码处理用户输入不大于五位数(包括五位数)的阿拉伯数字,输出中文读法。

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SOA服务设计原则:2007年7月版原理深入解析

由于提供的文件信息是相同的标题、描述和标签,且压缩包中仅包含一个文件,我们可以得出文件“Prentice.Hall.SOA.Principles.of.Service.Design.Jul.2007.pdf”很可能是一本关于面向服务架构(SOA)的书籍。该文件的名称和描述表明了它是一本专门讨论服务设计原则的出版物,其出版日期为2007年7月。以下是从标题和描述中提取的知识点: ### SOA设计原则 1. **服务导向架构(SOA)基础**: - SOA是一种设计原则,它将业务操作封装为可以重用的服务。 - 服务是独立的、松耦合的业务功能,可以在不同的应用程序中复用。 2. **服务设计**: - 设计优质服务对于构建成功的SOA至关重要。 - 设计过程中需要考虑到服务的粒度、服务的生命周期管理、服务接口定义等。 3. **服务重用**: - 服务设计的目的是为了重用,需要识别出业务领域中可重用的功能单元。 - 通过重用现有的服务,可以降低开发成本,缩短开发时间,并提高系统的整体效率。 4. **服务的独立性与自治性**: - 服务需要在技术上是独立的,使得它们能够自主地运行和被管理。 - 自治性意味着服务能够独立于其他服务的存在和状态进行更新和维护。 5. **服务的可组合性**: - SOA强调服务的组合性,这意味着可以通过组合不同的服务构建新的业务功能。 - 服务之间的交互应当是标准化的,以确保不同服务间的无缝通信。 6. **服务的无状态性**: - 在设计服务时,最好让服务保持无状态,以便它们可以被缓存、扩展和并行处理。 - 状态信息可以放在服务外部,比如数据库或缓存系统中。 7. **服务的可发现性**: - 设计服务时,必须考虑服务的发现机制,以便服务消费者可以找到所需的服务。 - 通常通过服务注册中心来实现服务的动态发现和绑定。 8. **服务的标准化和协议**: - 服务应该基于开放标准构建,确保不同系统和服务之间能够交互。 - 服务之间交互所使用的协议应该广泛接受,如SOAP、REST等。 9. **服务的可治理性**: - 设计服务时还需要考虑服务的管理与监控,确保服务的质量和性能。 - 需要有机制来跟踪服务使用情况、服务变更管理以及服务质量保障。 10. **服务的业务与技术视角**: - 服务设计应该同时考虑业务和技术的视角,确保服务既满足业务需求也具备技术可行性。 - 业务规则和逻辑应该与服务实现逻辑分离,以保证业务的灵活性和可维护性。 ### SOA的实施挑战与最佳实践 1. **变更管理**: - 实施SOA时需要考虑到如何管理和适应快速变更。 - 必须建立适当的变更控制流程来管理和批准服务的更改。 2. **安全性**: - 安全是SOA设计中的一个关键方面,需要确保服务交互的安全。 - 需要实现身份验证、授权、加密和审计机制以保护数据和服务。 3. **互操作性**: - 服务应设计为可与不同平台和技术实现互操作。 - 必须确保服务之间可以跨平台和语言进行通信。 4. **质量保证**: - 对服务进行持续的质量监控和改进是实施SOA不可或缺的一部分。 - 服务质量(QoS)相关的特性如性能、可靠性、可用性等都应被纳入设计考量。 5. **投资回报(ROI)和成本效益分析**: - 从经济角度评估实施SOA的合理性。 - 在设计服务时考虑长期成本节约和ROI。 根据以上知识点的总结,可以看出“Prentice.Hall.SOA.Principles.of.Service.Design.Jul.2007.pdf”这本书很可能是系统地介绍SOA设计原则和最佳实践的专业著作,对于想要深入了解SOA设计的读者来说是一本宝贵的参考资料。
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FTP搜索工具:IP检测与数据库管理功能详解

FTP(File Transfer Protocol)即文件传输协议,是一种用于在网络上进行文件传输的协议,使得用户可以通过互联网与其他用户进行文件共享。FTP Search是一款专注于FTP文件搜索的工具,其工作原理和应用场景使其在处理大规模数据共享和远程文件管理方面具有一定的优势。 **属性页控件** 属性页控件是一种用户界面元素,通常用于组织多个属性或设置页面。在FTP Search工具中,属性页控件可能被用来显示和管理FTP搜索的各项参数。用户可以通过它来设置搜索的FTP服务器地址、登录凭证、搜索范围以及结果处理方式等。属性页控件可以提高用户操作的便利性,使得复杂的设置更加直观易懂。 **Ping命令** Ping命令是互联网上广泛使用的一种网络诊断工具。它通过发送ICMP(Internet Control Message Protocol)回显请求消息到指定的IP地址,并等待接收回显应答,以此来检测目标主机是否可达以及网络延迟情况。在FTP Search工具中,Ping命令被用来检测FTP服务器的存活状态,即是否在线并能够响应网络请求。 **扫描主机端口** 端口扫描是网络安全领域中的一个基本操作,它用于检测特定主机上的哪些端口是开放的、关闭的或是被过滤的。了解端口的状态可以帮助确定目标主机上运行的服务和应用程序。在FTP Search工具中,端口扫描功能可能被用于识别FTP服务器上开放的端口,从而帮助用户找到合适的途径进行文件传输。 **数据库管理** 数据库管理在数据密集型应用中扮演着关键角色。FTP Search工具中包含的数据库操作功能,如打开、添加、查询和关闭数据库,表明该工具可能被设计为与数据库系统交互,以便更好地处理搜索到的FTP文件信息。可能涉及到的数据库管理系统(DBMS)包括MySQL、Microsoft SQL Server、SQLite等,用户可以通过工具提供的数据库管理接口来进行数据的维护和检索。 **IP地址控件** IP地址控件是一种用户界面组件,它允许用户输入或选择一个IP地址。在FTP Search工具中,IP地址控件用于输入目标FTP服务器的IP地址,使工具能够定位并连接到相应的服务器。该控件可能还具备验证IP地址有效性(如是否符合IPv4标准)的功能,并且能提供下拉列表或自动完成来提升用户体验。 综上所述,FTP Search工具是一个集成了多种网络和数据库操作功能的实用工具。通过属性页控件,用户可以方便地配置和管理工具;Ping命令和端口扫描功能则有助于用户确认服务器的状态和可用性;数据库管理功能则确保用户能够有效地存储和查询FTP搜索结果;而IP地址控件则简化了用户对服务器地址的输入流程。这些功能相互配合,使得FTP Search工具在执行FTP搜索任务时更加强大、高效和用户友好。对于网络管理员、数据分析师、IT专业人员等,这类工具能够显著提升工作效率,尤其是在处理大规模的文件共享和数据检索时。
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【制图技术】:甘肃高质量土壤分布TIF图件的成图策略

# 摘要 本文针对甘肃土壤分布数据的TIF图件制作进行了系统研究。首先概述了甘肃土壤的分布情况,接着介绍了TIF图件的基础知识,包括其格式特点、空间数据表达以及质量控制方法。随后,文中构建了成图策略的理论框架,分析了土壤分布图的信息需求与数据处理流程,并探讨了成图原则与标准。在实践操作部分,详细阐述了制图软
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iperf命令-t最多能设置多大

<think>首先,用户的问题是:“我想了解iperf命令中-t参数的最大可设置值 请问iperf -t parameter maximum value”。这涉及到iperf工具,具体是-t参数的最大值。 从系统指令中,我需要: - 使用$...$格式处理行内数学表达式。 - 独立公式用$$...$$格式。 - 使用中文回答。 - 生成相关问题。 - 在引用的段落末尾添加引用标识。 - 回答结构清晰,逐步解决问题。 参考提供的引用: - 引用[1]: 提到iperf3用于性能测试,但不是文件传输工具,因为UDP丢包可能导致文件长度不一致。使用方式:iperf3 -s -F ./log.tx