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【bb电子糖果派对】mfc调用C#水晶报表分界面

【bb电子糖果派对】mfc调用C#水晶报表分界面

作者:网络编程    来源:未知    发布时间:2019-12-24 20:18    浏览量:

mfc私下认可net4.0,水晶报表与net4.0十一分有标题,在c#变动单独程序时,配置configurationstartupuseLegacyV2RuntimeActivationPolicy="true"supportedRuntimeversion="v4.0"sku=".NETFramework,Version=v4.0"//startup能够运用,可是作为dll生成时,出错,怎么着整顿改进

重整自《数据布局高分笔记》

在上豆蔻梢头篇博客判别有向图是或不是有圈中从递归的角度轻巧感性的介绍了怎么矫正深度优先搜索来决断四个有向图是或不是有圈。事实上, 它的庐山面目目是接纳了纵深优先生成树(depth-first spanning tree)的性质。那么怎么着是深浅优先生成树?一孔之见,那颗树由深度优先寻觅而生成的,由于无向图与有向图的深度优先生成树有反差,下边将分头介绍。

1、普Rim算法

算法思想
普利姆算法的主导观念如下:从图中私行收取二个极端,把它正是黄金年代棵树,然后从与那棵树相连接的变种采取一条最短(权值最小)的边,然后把那条边及其所连接的终极也加盟那棵树中,那时候收获了黄金年代棵有三个极点的树。然后从与那棵树相接的边中精选一条最短的边,并将那条边及其所连接的顶峰加入那棵树中,获得风流浪漫棵有八个顶峰的树。就那样类推,知道图中兼有终端都被购并树中截至。

用普利姆算法结构最小生成树的进度中,须求创立四个数组vset[] 和 lowcost[] 。vset[i]=1 表示极点i已被并入生成树中,假如vset[i]=0则象征极点i尚未被合併生成树中,lowcost[]数组中寄存当前生成树到剩余各顶点最短边的权值。

算法的施行进度如下:
从树中某三个极端v0初叶,布局生成树的算法执行进度如下:
1)将v0到任何极点的享有边充任候选边。
2)重复以下步骤n-1次,使得别的n-1个极点被归总生成树中:从候选边中筛选出权值最小的边输出,并将与该边另生机勃勃端相接的极点v并入生成树中。侦查剩余极点vi,要是(v,vi卡塔尔(قطر‎的权值比lowcost[vi]小,则用(v,vi卡塔尔(قطر‎的权值更新lowcost[vi]。

事例分析
比方说上面包车型地铁图中,大家首先从v1开端,与v1相连的极点有v2,v3,v4,对应的边的权值分别为6,1,5,所以接纳v1-v3,将v3并入生成树中,在有着与v1或许v3相连的边中,权值最小的是v3-v6,权值为4,所以将v6并入生成树中,重复上边的进程,直到全数的终端都被合并最小生成树中。

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时光复杂度
普利姆算法的时辰复杂度只与图中的顶点数有提到,而与边数未有涉及,所以适用于稠密图。

生龙活虎. 无向图的吃水优先生成树

无向图的纵深优先生成树的变动步骤:

  1. 深度优先找出第一个被访谈的顶峰为该树的根结点。
  2. 对于极点v,其隔壁的边w假使未被访谈,则边(v, w卡塔尔国为该树的树边,用实线表示;若w已经被访谈,则边(v, w卡塔尔为该树的回退边(back edge),用虚线表示(代表那条边实际上不是树的生龙活虎有的卡塔尔(قطر‎。

上面是一个无向图和它对应的深度优先生成树:

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简易窥见,该树的先序遍历进度便是DFS进程,利用该树我们得以更加好的敞亮DFS。而对无向图而言,深度优先生成树四个关键的采纳是减轻

双连通性难点bb电子糖果派对,(该难题在通信网络,运输网络等有重要应用)。当然,大家率先供给精晓双连通性难点的相关概念。

  1. 若果三个接通的无向图中的任一极点被剔除后,剩下的图依然连通,那么如此的无向连通图就叫做是双连通的(biconnected卡塔尔(英语:State of Qatar)。(上海体育场面的无向图是双连通的卡塔尔(قطر‎
  2. 举个例子一个图不是双连通的,也正是说存在有的极端,将其除去后图将不在连通,大家把那几个极端称为割点或者关节点(articulation point)

下图是叁个不是双连通的图,在那之中极点C和D为割点。

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行使深度优先生成树求连通图中的全体割点算法如下:

经过先序遍历深度优先生成树拿到种种终端的先序编号(也是深浅优先编号卡塔尔(قطر‎,无妨把极点v的先序编号记为num(v卡塔尔(英语:State of Qatar);

计量深度优先生成树上的每三个尖峰的微小编号,所谓最小编号是取极点v和w的先序编号的相当的小者,个中的w是从v点沿着零条或多条树边到v的后代x(可能是v本人卡塔尔(قطر‎,以致恐怕沿着猖獗一条回落边(x,w卡塔尔(قطر‎所能达到w的全体终端,记为low(v卡塔尔(英语:State of Qatar)。由low(v卡塔尔国的概念可见low(v卡塔尔是:(1卡塔尔国. num(v卡塔尔(英语:State of Qatar);(2卡塔尔. 全体回落边(v, w卡塔尔中的最小num(w卡塔尔国;(3卡塔尔(英语:State of Qatar). 全部树边(v, w卡塔尔中的最小low(w卡塔尔(英语:State of Qatar)三者中的最小值。由(3卡塔尔国可以看到大家亟须先求出v的持有子女的微小编号,故须求用后序遍历总括low(v卡塔尔(英语:State of Qatar)。

求出全体割点:

  1. 先是类割点:根节点是割点当且仅当她有七个或三个以上的子女。因为若是根节点有五个儿女时,删除根使得别的的节点布满在分化的子树上,而每风姿洒脱棵子树就相应八个连通图,所以任何图就不连通了;而但根独有一个儿女时,删除它如故唯有风流倜傥棵子树。
  2. 第二类割点:对于除根节点以外的节点v,它是割点当且仅当它有某些孩子使得low(w卡塔尔(英语:State of Qatar) >= num(v卡塔尔,即以v为根节点的子树中的全部节点均未有指向v的古代人的背向边,那样若删除v,其子树就和此外一些抽离了。(注意:节点v一定不是叶节点因为除去叶节点还是风流洒脱棵树,而根节点之具有单独拿出去是因为任何景况下若v为根节点,一定满意low(w卡塔尔(英语:State of Qatar) >= num(v卡塔尔国,因为num(v卡塔尔是超级小先序编号卡塔尔(قطر‎。

上边是个别从A与C开首遍历上海教室生成的树:

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c++实现代码如下:

/*
数据结构:邻接表存储图
程序说明:为简单起见,设节点的类型为整型,设visited[],num[].low[],parent[]为全局变量,
为求得先序编号num[],设置全局变量counter并初始化为1。为便于单独处理根节点设置root变量。
*/
#include <cstdio>
#include <vector>
#include <algorithm>

using namespace std;

const int MAX_N = 100;
vector<int> graph[MAX_N];
vector<int> artPoint;
int num[MAX_N], low[MAX_N], parent[MAX_N];
int counter = 1;
int root;
bool visited[MAX_N];

void Init();           //初始化图
void FindArt(int v);   //找到第二类割点
void PrintArtPoint();  //打印所有割点(第一类割点在此单独处理)

int main()
{
    Init();
    FindArt(root);
    PrintArtPoint();
    return 0;
}

void PrintArtPoint()
{
    int rootChild = 0;  //根节点的孩子个数
    for (int i = 0; i < graph[root].size(); i++) //计算根节点的孩子个数
    {
        if (parent[graph[root][i]] == root)
            rootChild++;
    }
    if (rootChild > 1)            //根节点孩子个数大于1则为割点
        artPoint.push_back(root);
    for (int i = 0; i < artPoint.size(); i++)
        printf("%dn", artPoint[i]);
}

void Init()
{
    int a, b;
    root = 1;
    while (scanf("%d%d", &a, &b) != EOF)
    {
        graph[a].push_back(b);
        graph[b].push_back(a);
        visited[a] = false;
        visited[b] = false;
    }
}
void FindArt(int v)
{
    visited[v] = true;
    low[v] = num[v] = counter++;          //情况(1)
    for (int i = 0; i < graph[v].size(); i++)
    {
        int w = graph[v][i];
        if (!visited[w])           //树边
        {
            parent[w] = v;
            FindArt(w);
            if (low[w] >= num[v] && v != root)
                artPoint.push_back(v);
            low[v] = min(low[v], low[w]);  //情况(3)
        }
        else if (parent[v] != w)           //回退边
        {
            low[v] = min(low[v], num[w]);  //情况(2)
        }
    }
}

测试运营结果如下:

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