在用Floyd算法求解各顶点间的最短路径时，每个表示两点间路径的path(k-1)[I,J]一定是path(k)[I,J]的子集(K=1，2，3，…，n)。( )【合肥工业大学2000二、6(1分)】
A: 正确
B: 错误
A: 正确
B: 错误
B
举一反三
- 在用Floyd算法求解各顶点间的最短路径时，每个表示两点间路径的path(k-1)[I,J]一定是path(k)[I,J]的子集(K=1，2，3，…，n)。( )【合肥工业大学2000二、6(1分)】 A: 正确 B: 错误
- 在用Floyd 算法求解各顶点的最短路径时，每个表示两点间路径的path_(k-1)[I,J]一定是path_(k-) [I,J]的子集(k=1,2,3,…,n)。
- ( )在用Floyd算法求解各顶点间的最短路径时，表示两顶点间路径的pathk-1[i][j]一定是pathk[i][j] (k=0，1，…，n-1)的子集。[/i][/i]
- 有n个正整数组成的数组a，两端的数不能删除，中间每删除一个数，其得分为其本身同其两侧数的乘积，求其中间n-2个数逐个删除后的最大得分？设m[i][j] 为从a[i]到a[j]将中间数删除后的最大得分，从如下公式中选择m[i][j]的递归定义[/i][/i][/i] A: m[i][j]=max(m[i][k]+m[k+1][j]) , i<k<j , if(j-i>1).m[i][j]=0; if(j-i==1). B: m[i][j]=max(m[i][k]+m[k][j]) , i<k<j , if(j-i>1).m[i][j]=0; if(j-i==1) C: m[i][j]=max(m[i][k]+m[k][j]+a[k-1]*a[k]*a[k+1]) , i<k<j , if(j-i>1).m[i][j]=0; if(j-i==1) D: m[i][j]=max(m[i][k]+m[k][j]+a[k-1]*a[k]*a[k+1]) , i<=k<=j , if(j-i>1).m[i][j]=0; if(j-i==1)
- 下列程序段的时间复杂度是（ ）。for (i=1; i<=m1; ++i) for (j=1; j<=n2; ++j) Q[i][j] = 0;for (i=1; i<=m1; ++i) for (j=1; j<=n2; ++j) for (k=1; k<=n1; ++k) Q[i][j] += M[i][k] * N[k][j];[/i][/i][/i] A: O(m1*n2) B: O(m1*n2*n1) C: O(m1+n2*n1) D: O(m1*n2+n1*n2) E: O(m1*n2+n1*n2+m1*n1)
内容
- 0
24.对于含有n个页点、e条边的带权图，采用Floyd算法求所有两个顶点之间的最短路径，在求出所有最短路径后path[i][j]的元素表示[/i]
- 1
对于含有n个顶点、e条边的带权图,采用Floyd算法求所有两个顶点之间的最短路径,Ak[i][j]=∞,表示什么考虑编号不大于k的所有顶点后,顶点i到家之间没有路径。[/i]
- 2
以下程序的运行结果是 。 #include func(int array[][4],int m) {int i,j,k; k=0; for(i=0;i<3;i++) for(j=0;j<4;j++) if(array[i][j][/i]
- 3
动态规划方程M[i，j]=min(M[i,k]+M[k,j]+wij),1≤i≤k≤j≤n,则算法的则算法的时间复杂度为（）。 A: n^4 B: n^3 C: n^2 D: (n^2)logn
- 4
中国大学MOOC: 动态规划方程M[i，j]= min(M[i,k] + M[k,j] +wij), 1≤i≤k≤j≤n, 则算法的则算法的时间复杂度为（）。