第四次(贪心).pptVIP

伪代码 用变量A表示分子，变量B表示分母； C=B\A+1 A=A*C-B,B=B*C 打印1/C 若A1且B/A=B\A，则C=B/A 若A＝1，则C=B,打印1/C 转步骤（2）。 程序清单： CLS DO INPUT a,b=; a, b LOOP UNTIL a b PRINT a; /; b; =; DO c = b \ a + 1 a = a * c - b: b = b * c PRINT 1/; c; IF b / a = b \ a THEN PRINT +1/; b / a: END IF a 1 THEN PRINT +; LOOP WHILE a 1 PRINT +1; b END 。Tree输入n个频率(即权重，存放在数组a中)的集合并返回一个霍夫曼树。它首 二叉树，每棵树仅由一个外部节点构成。这些树用数组w来存贮，后面将把w初始 小堆。第二个for循环从最小堆中取出权重最小的两棵二叉树并将它们合并成一棵 舌将结果插入最小堆中。 nTree函数的复杂性 g部数据类型时，构造和删除数组w所需时间为9(1)，而当T为用户自定义的类时 )o第一个for循环和堆的初始化需@(n)时间。第二个for循环中，总共执行了2(n—1) 元素及n—1次插入操作，需O(nlogn)的时间。函数其余部分花费的时间为@(1)。因 ，ree函数总的时间复杂性为O(nlogn) 即按路径长度顺序产生最短路径. 即按路径长度顺序产生最短路径. 常见问题3种:定点到定点,定点到任意点,任意点到任意点. 1地作贪心选择来扩充这个集合。一个顶点属于集合S当且仅当从源到该顶点的最短 i已知。初始时，S中仅含有源。设2J是G的某一个顶点，我们把从源到以且中间只经过 ；的路称为从源到u的特殊路径，并用数组dist来记录当前每个顶点所对应的最短特殊 ＼Dijkstra算法每次从y—S中取出具有最短特殊路长度的顶点c4，将“添加到S中， [组dist作必要的修改。一旦S包含了所有y中顶点，dist就记录了从源到所有其他顶 y最短路径长度。 stra算法可描述如下，其中输入的带权有向图是G=(y，正)，y二11，2…，，2}，顶点 ：是一个二维数组，cC 2，)[川表示边(2·，了)的权。当(2·，了)务正时，c㈠)[川是一个大数。 乏示当前从源到顶点I，的最短特殊路径长 即按路径长度顺序产生最短路径. 1地作贪心选择来扩充这个集合。一个顶点属于集合S当且仅当从源到该顶点的最短 i已知。初始时，S中仅含有源。设2J是G的某一个顶点，我们把从源到以且中间只经过 ；的路称为从源到u的特殊路径，并用数组dist来记录当前每个顶点所对应的最短特殊 ＼Dijkstra算法每次从y—S中取出具有最短特殊路长度的顶点c4，将“添加到S中， [组dist作必要的修改。一旦S包含了所有y中顶点，dist就记录了从源到所有其他顶 y最短路径长度。 stra算法可描述如下，其中输入的带权有向图是G=(y，正)，y二11，2…，，2}，顶点 ：是一个二维数组，cC 2，)[川表示边(2·，了)的权。当(2·，了)务正时，c㈠)[川是一个大数。 乏示当前从源到顶点I，的最短特殊路径长 即按路径长度顺序产生最短路径. 常见问题3种:定点到定点,定点到任意点,任意点到任意点. 对S中的每一点,各自扩充一条最短边(终点?V-S), 得到下一步所能达到的终点x，则从v到x的当前最短路径或者是弧(v,x)，或者是中间只经过S中的顶点而最后到达顶点x的路径.从中找一条路长最短的终点x加入s. 将问题化为多步决策, 每步求出一条新的最短路径. 新的最短路径: 1地作贪心选择来扩充这个集合。一个顶点属于集合S当且仅当从源到该顶点的最短 i已知。初始时，S中仅含有源。设2J是G的某一个顶点，我们把从源到以且中间只经过 ；的路称为从源到u的特殊路径，并用数组dist来记录当前每个顶点所对应的最短特殊 ＼Dijkstra算法每次从y—S中取出具有最短特殊路长度的顶点c4，将“添加到S中， [组dist作必要的修改。一旦S包含了所有y中顶点，dist就记录了从源到所有其他顶 y最短路径长度。 stra算法可描述如下，其中输入的带权有向图是G=(y，正)，y二11，2…，，2}，顶点 ：是一个二维数组，cC 2，)[川表示边(2·，了)的权。当(2·，了)务正时，c㈠)[川是一个大数。 乏示当前从源到顶点I，的最短特殊路径长 即按路径长度顺序产生最短路径. 即按路径长度顺序产生最短路径. 即按路径长度顺序产生最短路径. 即按路径长度顺序产生最短路径. 即按路径长度顺序产生最短路径. 即按路径长度顺序产生最短路径. 适用于最优化问题的算法通常包含