Po po téměř roce vývoje od vydání verze 5.38 byla vydána nová stabilní verze 5.40 programovacího jazyka Perl (Wikipedie). Do vývoje se zapojilo 75 vývojářů. Změněno bylo přibližně 160 tisíc řádků v 1 500 souborech. Přehled novinek a změn v podrobném seznamu.
Uroš Popović popisuje, jak si nastavit Linux na desce jako Raspberry Pi Zero, aby je šlo používat jako USB „flešku“.
Andreas Kling oznámil, že jelikož už se nevěnuje nezávislému operačnímu systému SerenityOS, ale výhradně jeho webovému prohlížeči Ladybird, přičemž vyvíjí primárně na Linuxu, SerenityOS opustí a Ladybird bude nově samostatný projekt (nový web, repozitář na GitHubu).
Po dvou měsících vývoje byla vydána nová verze 0.13.0 programovacího jazyka Zig (GitHub, Wikipedie). Přispělo 73 vývojářů. Přehled novinek v poznámkách k vydání.
Na čem aktuálně pracují vývojáři GNOME a KDE? Pravidelný přehled novinek v Týden v GNOME a Týden v KDE.
Před 70 lety, 7. června 1954, ve věku 41 let, zemřel Alan Turing, britský matematik, logik, kryptoanalytik a zakladatel moderní informatiky.
NiceGUI umožňuje používat webový prohlížeč jako frontend pro kód v Pythonu. Zdrojové kódy jsou k dispozici na GitHubu pod licencí MIT.
Open source platforma Home Assistant (Demo, GitHub, Wikipedie) pro monitorování a řízení inteligentní domácnosti byla vydána ve verzi 2024.6. Z novinek lze vypíchnout lepší integraci LLM (OpenAI, Google AI, Ollama) nebo podporu Matter 1.3.
IKEA ve Spojeném království hledá zaměstnance do své nové pobočky. Do pobočky v počítačové hře Roblox. Nástupní mzda je 13,15 liber na hodinu.
Alyssa Rosenzweig se v příspěvku na svém blogu Vulkan 1.3 na M1 za 1 měsíc rozepsala o novém Vulkan 1.3 ovladači Honeykrisp pro Apple M1 splňujícím specifikaci Khronosu. Vychází z ovladače NVK pro GPU od Nvidie. V plánu je dále rozchodit DXVK a vkd3d-proton a tím pádem Direct3D, aby na Apple M1 s Asahi Linuxem běžely hry pro Microsoft Windows.
Ty asi nebudeš Pražák, co?!
Mimochodom, vlastnosť visited musíš mať implementovanú aj v pôvodnej verzii algoritmu.
Nemusím. Ne-mu-sím! Standartně jsou všechny vrcholy zařazeny do fronty při inicializaci algoritmu a jejich náležení/nenáležení frontě již samo o sobě udává, zda-li byl vrchol již "objeven" či nikoliv.
Tohle jsou samozřejmě další dobře známé vlastnosti Dijkstrova algoritmu (dokonce i ta možnost využití Fibonacciho haldy se udává snad v každém popisu algoritmu), některé vlastnosti jsem dokonce zmínil v textu, ale oč tu běží je čistě implementační záležitost a vlastnosti "přiohnutého" algoritmu.
Mohl bys tedy ukázat pseudokód (rozuměj popis algoritmu), který by bez této "funkce" fungoval?
Uááá. Agoritmus, který tuto funkci nepotřebuje je právě ten ukázkový kód. O něm to celý je!
A pokud ne, jak je možné, že se o tom "moc neví"?
To že se o nutnosti této funkce použité fronty "moc neví" je myšleno tak, že si to člověk naplno uvědomí, až když musí algoritmus implementovat, protože takovou frontu obyčejně nemá k dispozici. Rozhodně to ale neni nějaký zajímavý a málo probádaný teoretický aspekt Dijkstrova algoritmu jako takového.
Ale tohle nám asi neříkali ani na matfyzu.Predmet slozitost, fibbonaciho haldy i jejich aplikace v Dijstrove algoritmu se probiraly... ;)
B____C \ / \/ A | | Ddélky hrany tyto d(A,D)=3, d(A,C)=4, d(A,B)=1, d(B,C)=1 začneme v A, do fronty přijde B(1), D(3), C(4); v dalším kroku teda zkoumám B, C dám nový odhad 2 takže fronta "nevisited" vrcholů je D(3), C(2) což by asi být nemělo, ne? (kdyby z D vycházela nějaká hrana a na ní byl nalepenej nějakej graf H, přidali bychom ještě hranu CD s ohodnocením třeba 0.5, tak se správně nenajde nejkratší cesta do H přes AB, BC, CD, ..)
Možná to neni z popisu zcela zřejmý, ale použitá fronta je samozřejmě stále prioritní. Situace, že by v ní byla posloupnost D(3), C(2) tak nemůže nastat.
Prošel jsem si tebou uváděnej příklad, a nevidim v tom problém, na danym grafu algoritmus funguje korektně.
Možná to neni z popisu zcela zřejmý, ale použitá fronta je samozřejmě stále prioritní. Situace, že by v ní byla posloupnost D(3), C(2) tak nemůže nastat.Tak to jsem teda nepochopil. Píšeš, že "Prioritní fronta ze standartní šablonové knihovny STL totiž touto vlastností neoplývá...", kde "touto vlastností" sem pochopil jako změna priority. Tedy jsem se domníval, že fronta 3, 4, 5 se nepřeuspořádá, pokud změním prioritu u druhého prvku na 2, tedy bude v podobě 3, 2, 5. Takhle to teda není? Pokud ne, tak jsem nějak nepochopil celý blogpost. Jinak na tom "nakresleném grafu" by to neselhalo, domnívám se, že by to selhalo až na grafu, kde z D vede nějaká hrana a přidáme ještě hranu CD váhy 0.5 (což jsem naznačil v minulém příspěvku v závorce).
Tak to jsem teda nepochopil. Píšeš, že "Prioritní fronta ze standartní šablonové knihovny STL totiž touto vlastností neoplývá...", kde "touto vlastností" sem pochopil jako změna priority. Tedy jsem se domníval, že fronta 3, 4, 5 se nepřeuspořádá, pokud změním prioritu u druhého prvku na 2, tedy bude v podobě 3, 2, 5. Takhle to teda není? Pokud ne, tak jsem nějak nepochopil celý blogpost.
Změnu priority fronta z STL neumožňuje, proto se taky místo změny priority přidává uzel do fronty znovu, čímž se samozřejmě zařadí na správné místo. Vrchol tedy může být ve frontě několikrát, přičemž jen jeho první výskyt je "platný".
Jinak na tom "nakresleném grafu" by to neselhalo, domnívám se, že by to selhalo až na grafu, kde z D vede nějaká hrana a přidáme ještě hranu CD váhy 0.5 (což jsem naznačil v minulém příspěvku v závorce).
Uvažoval jsem samozřejmě ten rozšířený graf (s hranou CD)
A Kefalín, čo Vy si predstavujete pod takým "důkaz správnosti algoritmu"?!
Obávám se, že ten už si budeš muset udělat sám. Nejsem matfyzák, takže se do podobných "experimentů" pouštím jen v případech krajní nouze, což zrovna tenhle není...
Slíbil jsem, že zde vyslovím můj názor na složitost takto modifikovaného algoritmu, která je IMHO (a už to tady zaznělo stále O(|H|log|U|)
.
Jediné co se mění je počet prvků(uzlů) v prioritní frontě, který oproti "originálnímu" algoritmu může být až |U|^2. Nicméně proto, že log(|U|^2) = 2log|U| = O(log|U|)
, zůstává asymptotická časová složitost algoritmu O(|H|log|U|)
. Skutečná složitost nicméně samozřejmě naroste, ale na "běžných" grafech IMHO nijak výrazně.
Nějaké námitky?
Tak si odpovím sám. Zas tak růžový to asi přece jenom nebude... "Hlavní" cyklus se může provést až |H|*|U|
, zařazení do fronty pak má složitost log(|H|*|U|)
. Celková asymptotická složitost řešení tedy spíše bude O(|H|*|U| + log(|H|*|U|)) = O(|H|*|U|)
, tedy horší, než u "originálu".
Tiskni Sdílej: