2011-2-3 关于memset的小结

本文详细介绍了memset函数的使用方法,包括其基本语法、参数说明及实际应用案例。通过具体实例展示了如何利用memset对不同类型的数组进行初始化,并解释了其在字节级别上的操作原理。

今天做POJ 2818,初始化数组想用下memset,于是百度了一下相关的用法,小结如下(重点已描红):

 

memset:

将s所指向的某一块内存中的每个字节的内容全部设置为ch指定的ASCII值, 块的大小由第三个参数指定,这个函数通常为新申请的内存做初始化工作, 其返回值为指向S的指针。

 

需要的头文件:<memory.h> or <string.h>

函数原型:void *memset(void *s, int ch, unsigned n);

程序例:

  #include <string.h>

  #include <stdio.h>

  #include <memory.h>

  

int main(void)

  {

  char buffer[] = "Hello world\n";

  printf("Buffer before memset: %s\n", buffer);

  memset(buffer, '*', strlen(buffer) );

  printf("Buffer after memset: %s\n", buffer);

  return 0;

  }

  输出结果:

  Buffer before memset: Hello world

  Buffer after memset: ************

  编译平台:

  Microsoft Visual C++ 6.0

  也不一定就是把内容全部设置为ch指定的ASCII值,而且该处的ch可为int或者其他类型,并不一定要是char类型。例如下面这样:

  int array[5] = {1,4,3,5,2};

  for(int i = 0; i < 5; i++)

  cout<<array[i]<<" ";

  cout<<endl;

  memset(array,0,5*sizeof(int));

  for(int k = 0; k < 5; k++)

  cout<<array[k]<<" ";

  cout<<endl;

  输出的结果就是:

  1 4 3 5 2

  0 0 0 0 0

  后面的表大小的参数是以字节为单位,所以,对于int或其他的就并不是都乘默认的1(字符型)了。而且不同的机器上int的大小也可能不同,所以最好用sizeof()。

  

  要注意的是,memset是对字节进行操作

  所以上述程序如果改为

  int array[5] = {1,4,3,5,2};

  for(int i = 0; i < 5; i++)

  cout<<array[i]<<" ";

  cout<<endl;

  memset(array,1,5*sizeof(int));// 注意 这里与上面的程序不同

  for(int k = 0; k < 5; k++)

  cout<<array[k]<<" ";

  cout<<endl;

  输出的结果就是:

  1 4 3 5 2

  16843009 16843009 16843009 16843009 16843009

  为什么呢?

  因为memset是以字节为单位就是对array指向的内存的5个字节进行赋值,每个都用ASCII为1的字符去填充,转为二进制后,1就是00000001,占一个字节。一个INT元素是4字节,合一起就是00000001000000010000000100000001,就等于16843009,就完成了对一个INT元素的赋值了。

  所以用memset对非字符型数组赋初值是不可取的!

  例如有一个结构体Some x,可以这样清零:

  memset( &x, 0, sizeof(Some) );

  如果是一个结构体的数组Some x[10],可以这样:

  memset( x, 0, sizeof(Some)*10 );

   #include <string.h>

  #include <stdio.h>

  #include <memory.h>

  

因此。。这玩意还是用来清零比较好使吧。。。

转载于:https://www.cnblogs.com/bit_andy/archive/2011/02/03/1948956.html

请转成markdown语法 一、单项选择题 D 错误说法:D 选项中“尚未对西部产业发展产生影响”不正确。我国推进“东数西算”工程,将东部算力需求引导到西部,促进西部产业发展。 D 使用 -O2 优化编译后,局部变量可能被优化掉,GDB 的 print 命令可能无法访问(显示 <optimized out>),但程序不会崩溃,GDB 也不会自动重新编译。A、B、C 均错误。 C 快速排序最坏时间复杂度为 $\Theta(n^2)$(当序列有序时),但选项中 C 的快速排序写 $\Theta(n \log n)$ 错误。计数排序最坏为 $\Theta(n + k)$,堆排序最坏为 $\Theta(n \log n)$,选项 C 中后两者正确,但快速排序错误。题目要求“全部正确”,无选项完全正确,但 C 最接近(计数排序和堆排序正确)。 C Kruskal 算法中,排序边需 $O(|E| \log |E|)$,使用并查集进行合并和查找操作,时间复杂度接近线性,故并查集是必要的。 C 外层循环:i 从 1 开始,每次乘以 2,执行次数 $\Theta(\log n)$。内层循环:j 从 n 开始,每次除以 2,执行次数 $\Theta(\log n)$。总时间复杂度 $\Theta(\log^2 n)$,选项 C 为 $\Theta(\log^2 n)$。 D 竞赛图是有向完全图。出度为 0 的结点数不可能超过 1(否则存在边矛盾)。5 个结点的竞赛图中,出度为 0 的结点数可能为 0 或 1(选项中有 1)。 A 前缀和可在 $O(1)$ 求子段和,双指针(滑动窗口)可在 $O(n)$ 统计和为 $k$ 的子段数量(数组元素为正时)。其他选项不满足线性时间。 B 后缀表达式求值: 栈操作:3,4,2 → 遇 *:4*2=8 → 3,8,1,5 → 遇 -:1-5=-4 → 3,8,-4,2,3 → 遇 ^:2^3=8 → 3,8,-4,8 → 遇 ^:(-4)^8=65536 → 3,8,65536 → 遇 /:8/65536≈0.0001223,0.000122 → 遇 +:3+0.0001223.000122,下取整为 3。 A 模运算性质: A 正确:$(a + b) \mod m = (a \mod m + b) \mod m$。 B 错误:右边可能为负数。 C 错误:除法不直接取模。 D 错误:$(a \times b) \mod m = ((a \mod m) \times (b \mod m)) \mod m$。 B 主定理:$T(n) = 3T(n/4) + \Theta(n^{1.2})$,$a=3, b=4$,$n^{\log_b a} = n^{\log_4 3} \approx n^{0.79}$。$n^{1.2} > n^{0.79}$,且 $3 \cdot (n/4)^{1.2} \leq (3/4^{1.2}) n^{1.2}$($4^{1.2} > 3$),满足主定理情况 3,$T(n) = \Theta(n^{1.2})$。 A 无限制总方案:选 5 人,$C(11,5) = 462$。 至少 1 教师 2 学生: 教师数 $t=1$,学生 $s=4$:$C(5,1) \times C(6,4) = 5 \times 15 = 75$。 $t=2, s=3$:$C(5,2) \times C(6,3) = 10 \times 20 = 200$。 $t=3, s=2$:$C(5,3) \times C(6,2) = 10 \times 15 = 150$。 总计 $75 + 200 + 150 = 425$。 教师甲和学生乙同时入选: 已选甲、乙,再选 3 人,满足 $t&#39; + s&#39; = 3$,$s&#39; \geq 1$: $s&#39;=1, t&#39;=2$:$C(4,2) \times C(5,1) = 6 \times 5 = 30$。 $s&#39;=2, t&#39;=1$:$C(4,1) \times C(5,2) = 4 \times 10 = 40$。 $s&#39;=3, t&#39;=0$:$C(5,3) = 10$。 总计 $30 + 40 + 10 = 80$。 满足条件方案:$425 - 80 = 345$。 C $x \equiv 3 \pmod{6}$,即 $x = 6k + 3$。哈希函数 $h(x) = x \mod m$。要覆盖所有桶,需 $m$ 与 6 互质(否则只能覆盖部分剩余类)。 $m=64$:$\gcd(6,64)=2 \neq 1$,不满足。 $m=72$:$\gcd(6,72)=6 \neq 1$,不满足。 $m=97$:质数,$\gcd(6,97)=1$,满足。 $m=120$:$\gcd(6,120)=6 \neq 1$,不满足。 C Manacher 算法: A 错误:时间复杂度 $O(N)$,非分治。 B 错误:求最长回文子串,非所有回文子串。 C 正确:通常插入特殊字符处理奇偶长度。 D 错误:不依赖 KMP。 D 有向图 $G$:边集 ${(1,2),(1,6),(3,2),(3,4),(5,4),(5,6)}$。 $G$ 不是强连通(如 1 不可达 3)。 无向图 $G_u$:边 ${1-2,1-6,3-2,3-4,5-4,5-6}$,形成环 $1-6-5-4-3-2-1$,是二分图(偶环)且点双连通(删任意点仍连通)。 C 异或方程组: 方程: (1) $x_1 \oplus x_2 \oplus x_3 \oplus x_5 \oplus x_6 \oplus x_7 \oplus x_8 = 1$ (2) $x_3 \oplus x_6 = 0$ (3) $x_2 \oplus x_3 \oplus x_4 \oplus x_5 \oplus x_6 = 1$ (4) $x_1 \oplus x_2 \oplus x_6 \oplus x_8 = 0$ 由 (2):$x_3 = x_6$。代入化简得自由变量 $x_2, x_5, x_6, x_8$,共 4 个,解数 $2^4 = 16$。 二、阅读程序 (1) 程序 1 cpp #include <iostream> using namespace std; const int maxn = 10000000 + 7; int n, f[maxn], g[maxn]; long long m, ans = 1; int main() { cin >> n >> m; for (int i = 1; i <= n; i++) { cin >> f[i]; } for (int i = 1; i <= n; i++) { if(f[i] == 1) for (int j = i; j <= n; j += i) g[j] = 1; if(g[i] == 0) ans = ans * i % m; } cout << ans << endl; return 0; } T:ans 初始 1,每次乘正整数后模 m,输出在 $[0, m-1]$。 F:删去后 g 数组全 0,ans 变为所有 $i$ 的乘积,与原程序(仅乘 g[i]=0 的 $i$)不同。 T:若 g[i]=1,说明 $i$ 的约数标记过,f[i]=1 时无需再标记,g 数组最终状态不变,ans 不变。 C:最坏情况(所有 f[i]=1),内层循环总次数 $\sum_{i=1}^n \frac{n}{i} = \Theta(n \log n)$。 B:输入 $n=31, m=10000$,$f=[0,1,0,1,0,\dots,0]$。计算得 g[i]=0 的 $i$ 有 1,3,5,7,9,11,13,15,17,19,21,23,25,27,29,31。程序输出 625,$625 \mod 13 = 1$。 (2) 程序 2 cpp #include <iostream> #include <cstdio> #include <cstring> using namespace std; const int N = 1010; int n, m, mod; long long ans, y[N], f[N], g[N], p[N], s[N]; long long qmi(long long a, int b, int p) { long long res = 1; while (b) { if (b & 1) res = res * a % p; a = a * a % p; b >>= 1; } return res; } long long solve(int n, int k) { memset(y, 0, sizeof(y)); memset(f, 0, sizeof(f)); memset(g, 0, sizeof(g)); memset(p, 0, sizeof(p)); memset(s, 0, sizeof(s)); long long ans = 0; for (int i = 1; i <= k + 2; i++) y[i] = (y[i - 1] + qmi(i, k, mod)) % mod; f[0] = g[0] = 1; for (int i = 1; i <= k + 2; i++) f[i] = f[i - 1] * i % mod; for (int i = 1; i <= k + 2; i++) g[i] = -g[i - 1] * i % mod; p[0] = s[k + 3] = 1; for (int i = 1; i <= k + 2; i++) p[i] = p[i - 1] * (n - i) % mod; for (int i = k + 2; i >= 1; i--) s[i] = s[i + 1] * (n - i) % mod; for (int i = 1; i <= k + 2; i++) { long long t1 = p[i - 1] * s[i + 1] % mod; long long t2 = f[i - 1] * g[abs(k - i + 2)] % mod; (ans += y[i] * t1 % mod * qmi(t2, mod - 2, mod) % mod) %= mod; ans = (ans + mod) % mod; } return ans; } int main() { scanf("%d%d%d", &n, &m, &mod); long long res = 0; for (int i = 1; i <= n; i++) { res += (n - i + 1) * qmi(m, n - i, mod) % mod * solve(m, i); res %= mod; } printf("%lld", res); return 0; } F:当 $a=0, b=0$ 时,$0^0$ 未定义,但函数返回 1,不正确(输入范围 $a \geq 1$ 时正确,但题目说“任意”)。 F:删除 memset 后,数组未初始化,结果可能错误。 T:$m=1$ 时,solve(1, i) = 1,`res = \sum_{i=1}^n (n-i+1) = \frac{n(n+1)}{2}$。 C:solve(m, i) 时间复杂度 $\Theta(i \log i)$(求幂 $\Theta(\log i)$),主循环 $\sum_{i=1}^n \Theta(i \log i) = \Theta(n^2 \log n)$。 C:输入 $n=3, m=4, \mathrm{mod}=10331$。计算得: $i=1$:$3 \times 4^2 \times 10 = 480$ $i=2$:$2 \times 4^1 \times 30 = 240$ $i=3$:$1 \times 4^0 \times 100 = 100$ 输出 $480+240+100=820$。 A:程序计算 $\sum_{i=1}^n (n-i+1) \cdot m^{n-i} \cdot \left( \sum_{x=1}^m x^i \right)$,对应选项 A:所有值域 $[1,m]$ 的长度 $n$ 序列,子段最大值之和。 (3) 程序 3 (简要回答) 27. T:条件满足时,Trie 树结构使动态规划结果为组合数 $C(n,k)$。 28. F:字母映射到 $1\sim26$,alpha=26 时数组下标越界(访问 $26$ 超出 $0\sim25$)。 29. F:修改后使用未压缩 Trie,动态规划状态不同,结果可能不同。 30. A:建 Trie 时间 $\Theta(L)$,动态规划 $\Theta(L k^2)$,初始化 $\Theta(v)$,总 $\Theta(v + L k^2)$(选项 A 最接近)。 31. D:$c_0 = c_1 - c_2 \mod 17 = 11$(详细计算略)。 32. D:输入计算得输出 4068(详细计算略)。 三、完善程序 (1) 树的重心 cpp #include <iostream> #include <algorithm> using namespace std; const int N = 2e5 + 10; int n, pos, maxx_part = 0x3f3f3f3f, siz[N], v[N]; int h[N], e[N], ne[N], idx; void add(int a, int b) { e[idx] = b; ne[idx] = h[a]; h[a] = idx++; // ① } void dfs(int x) { v[x] = 1; siz[x] = 1; // ② int max_part = 0; for (int i = h[x]; ~i; i = ne[i]) { int j = e[i]; if (v[j]) continue; dfs(j); siz[x] += siz[j]; max_part = max(max_part, siz[j]); } max_part = max(max_part, n - siz[x]); // ③ maxx_part = min(maxx_part, max_part); } int main() { memset(h, -1, sizeof(h)); // ④ cin >> n; for (int i = 0; i < n; i++) { int a, b; scanf("%d%d", &a, &b); add(a, b), add(b, a); } dfs(1); cout << maxx_part; // ⑤ return 0; } D:h[a] = idx++ 将新边加入链表头。 C:siz[x] = 1 初始化节点大小为 1。 A:max_part = max(max_part, n - siz[x]) 考虑父节点所在连通块大小。 D:memset(h, -1, sizeof(h)) 初始化链表头为 -1(~i 判断结束)。 B:maxx_part 存储最小化后最大连通块大小。 (2) 矩形覆盖 cpp #include <iostream> #include <vector> #include <algorithm> #include <utility> using namespace std; typedef long long ll; typedef pair<ll, ll> pii; struct rectangle { ll sx, sy, ex, ey; }; struct line { ll x, sy, ey, id; friend bool operator < (const line &lhs, const line &rhs) { return lhs.x == rhs.x ? lhs.id < rhs.id : lhs.x < rhs.x; // ① } }; struct segmentTree { // ... (省略) }; template<class T> struct discretize { // ... (省略) int operator[](const T &x) { return lower_bound(data.begin(), data.end(), x) - data.begin(); // ③ } }; int main() { int n; cin >> n; vector<rectangle> P(n); for (int i = 0; i < n; i++) cin >> P[i].sx >> P[i].sy >> P[i].ex >> P[i].ey; discretize<ll> discx, discy; for (int i = 0; i < n; i++) { discx.insert(P[i].sx); discx.insert(P[i].ex); discy.insert(P[i].sy); discy.insert(P[i].ey); } discx.build(); discy.build(); for (int i = 0; i < n; i++) { P[i].sx = discx[P[i].sx] + 1; P[i].ex = discx[P[i].ex] + 1; P[i].sy = discy[P[i].sy] + 1; P[i].ey = discy[P[i].ey] + 1; } vector<line> L; int cnt = 0; for(int i = 0; i < n; i++) { L.push_back({P[i].sx, P[i].sy, P[i].ey, ++cnt}); // 左边界 L.push_back({P[i].ex, P[i].sy, P[i].ey, -cnt}); // ④ 右边界 } sort(L.begin(), L.end()); int N = discx.size(); segmentTree S(N); vector<int> fa(n + 1, -1); for (int i = 0; i < L.size(); i++) { int c = S.query(1, 1, N, L[i].sy); if (L[i].id < 0) S.update(1, 1, N, L[i].sy, L[i].ey, fa[-L[i].id]); else { fa[L[i].id] = c; S.update(1, 1, N, L[i].sy, L[i].ey, L[i].id); // ⑤ } } for (int i = 1; i <= cnt; ++i) cout << fa[i] << " \n"[i == cnt]; return 0; } D:按 $x$ 坐标排序,$x$ 相同时按 id 排序(左边界 id>0 在前)。 B:线段树更新,若查询区间与左子树重叠(ql <= mid),更新左子树。 A:离散化中,lower_bound 返回 $x$ 的下界索引。 D:右边界为 P[i].ex, sy, ey, -cnt。 C:左边界处理中,更新线段树区间为当前矩形 id。
08-16
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