对一副图像进行分块阈值，可解决光照不均分割不足的问题。
通过判断类间灰度差以排除纯背景或纯物体的干扰，详细原理见文章：https://blog.csdn.net/kk55guang2/article/details/78475414

一个应用于公交、汽车、车站商场的人头检测程序，检测出人头进出数量。
输入一幅图片，通过计算指定入口区域的HIST结果，判断是否有人进入。
可同时检测2人进入或出去。
一种基于随机Hough变换(RHT)的人头检测方法。
根据人头部轮廓近圆的特征,采用Canny算子提取图像边缘,得到目标轮廓。
利用RHT算法对独立的曲线进行圆检测,并对人头进行标识。
实验结果表明,与现有方法相比,该方法的识别率较高、速度较快、适用范围较广。

本设计制作了一个乒乓球游戏机。
在设计中，系统开发平台为MAX+PLUSII，程序设计语言为VHDL。
设计的乒乓球游戏机能够正确判断与显示乒乓球的位置，并能自动裁判和记分的装置。
本课程设计了乒乓球游戏机程序并进行了程序仿真,从而实现一个完整的乒乓球游戏机。
程序通过调试运行，初步实现了设计目标，可应用于实际的乒乓球游戏比赛中。
本论文对系统的功能设计、实现流程及正确使用都做了详细的描述。

本PDF是ansysworkbench中文版的帮助文件，内容涵盖了ansysworkbench基本操作的详细介绍，包括静力学分析、模态分析等多个模块，并对接触、网格划分、应力奇异判断、收敛性判断等进行详细讲解，避免了初学者看不懂英文help文件的苦恼，提高学习效率。

STC_ISP单片机升级软件单片机出厂时的缺省设置是“P1.0/P1.1”与下载无关，P3.0/RxD,P3.1/TxD通过RS-232转换器连接到电脑的普通RS-232串口就可以下载/编程用户应用程序到单片机内部用户应用程序区了。
如果单片机在正常工作时P3.0/RxD外接的是RS-485/RS-232等通信电路,推荐选择步骤4中:下次冷启动“P1.0/P1.1”等于“0/0”才可以下载程序单片机冷启动后(先没有电,后上电)首先运行的是单片机系统ISP监控程序。
系统ISP监控程序首先判断是否需要“P1.0/P1.1”等于“0/0”才可以继续执行系统ISP监控程序。
如果用户设置了下次冷启动后“P1.0/P1.1”等于“0/0”才可以下载程序，而下次冷启动后“P1.0/P1.1”不同时为“0/0”，则单片机立即结束运行系统ISP监控程序，软复位到用户应用程序区执行用户应用程序。
如果用户设置了下次冷启动后“P1.0/P1.1”等于“0/0”才可以下载程序，冷启动后如“P1.0/P1.1”同时为“0/0”，则单片机会去判断P3.0/RxD口有无合法下载命令流(有几百个字节)。
如果有合法下载命令流，则下载用户应用程序。
如果没有合法下载命令流，则单片机立即结束运行单片机系统ISP监控程序，软复位到用户应用程序区执行用户应用程序。
如果冷启动后P3.0/RxD口有很多“乱码”进入P3.0串口，虽然系统ISP监控程序能正确地判断是不合法的命令，但是较多的“乱码”会使单片机从“运行系统ISP监控程序状态”变为“运行用户应用程序状态”的时间拉长，造成用户误认为是复位时间过长。
设置下次冷启动后“P1.0/P1.1”等于“0/0”才可以下载用户应用程序的好处是:将单片机从“运行系统ISP监控程序状态”变为“运行用户应用程序状态”的时间缩短到50微秒以内，此时间可忽略不计，因为R/C阻容复位电路的时间误差是毫秒级的。
1毫秒=1000微秒。
大部分用户选择单片机出厂时的缺省设置——“P1.0/P1.1”与下载无关就可以了。

试写一个算法，判断依次读入的一个以@为结束符的字符序列，是否为回文。
所谓“回文“是指正向读和反向读都一样的一字符串,如“321123”或“ableelba”。

【实验目的】1．理解死锁的概念；
2．用高级语言编写和调试一个银行家算法程序，以加深对死锁的理解。
【实验准备】1．产生死锁的原因竞争资源引起的死锁进程推进顺序不当引起死锁2．产生死锁的必要条件互斥条件请求和保持条件不剥夺条件环路等待条件3．处理死锁的基本方法预防死锁避免死锁检测死锁解除死锁【实验内容】1．实验原理银行家算法是从当前状态出发，逐个按安全序列检查各客户中谁能完成其工作，然后假定其完成工作且归还全部贷款，再进而检查下一个能完成工作的客户。
如果所有客户都能完成工作，则找到一个安全序列，银行家才是安全的。
与预防死锁的几种方法相比较，限制条件少，资源利用程度提高了。
缺点：该算法要求客户数保持固定不变，这在多道程序系统中是难以做到的；
该算法保证所有客户在有限的时间内得到满足，但实时客户要求快速响应，所以要考虑这个因素；
由于要寻找一个安全序列，实际上增加了系统的开销.Bankeralgorithm最重要的一点是：保证操作系统的安全状态！这也是操作系统判断是否分配给一个进程资源的标准！那什么是安全状态？举个小例子，进程P需要申请8个资源（假设都是一样的），已经申请了5个资源，还差3个资源。
若这个时候操作系统还剩下2个资源。
很显然，这个时候操作系统无论如何都不能再分配资源给进程P了，因为即使全部给了他也不够，还很可能会造成死锁。
若这个时候操作系统还有3个资源，无论P这一次申请几个资源，操作系统都可以满足他，因为操作系统可以保证P不死锁，只要他不把剩余的资源分配给别人，进程P就一定能顺利完成任务。
2．实验题目设计五个进程{P0，P1，P2，P3，P4}共享三类资源{A，B，C}的系统，{A，B，C}的资源数量分别为10，5，7。
进程可动态地申请资源和释放资源，系统按各进程的申请动态地分配资源。
要求程序具有显示和打印各进程的某一时刻的资源分配表和安全序列；
显示和打印各进程依次要求申请的资源号以及为某进程分配资源后的有关资源数据。
3．算法描述我们引入了两个向量：Resourse（资源总量）、Available（剩余资源量）以及两个矩阵：Claim（每个进程的最大需求量）、Allocation（已为每个进程分配的数量）。
它们共同构成了任一时刻系统对资源的分配状态。
向量模型：R1R2R3矩阵模型：R1R2P1P2P3这里，我们设置另外一个矩阵：各个进程尚需资源量（Need）,可以看出Need=Claim–Allocation(每个进程的最大需求量-剩余资源量)因此，我们可以这样描述银行家算法：设Request[i]是进程Pi的请求向量。
如果Request[i,j]=k，表示Pi需k个Rj类资源。
当Pi发出资源请求后，系统按下述步骤进行检查:(1)if(Request[i]＜=Need[i])goto(2);elseerror(“overrequest”);(2)if(Request[i]＜=Available[i])goto(3);elsewait();(3)系统试探性把要求资源分给Pi（类似回溯算法）。
并根据分配修改下面数据结构中的值。
剩余资源量：Available[i]=Available[i]–Request[i]；
已为每个进程分配的数量：Allocation[i]=Allocation[i]+Request[i]；
各个进程尚需资源量：Need[i]=Need[i]-Request[i];(4)系统执行安全性检查，检查此次资源分配后，系统是否处于安全状态。
若安全，才正式将资源分配给进程以完成此次分配；
若不安全，试探方案作废，恢复原资源分配表，让进程Pi等待。
系统所执行的安全性检查算法可描述如下：设置两个向量：Free、Finish工作向量Free是一个横向量，表示系统可提供给进程继续运行所需要的各类资源数目，它含有的元素个数等于资源数。
执行安全算法开始时，Free=Available.标记向量Finish是一个纵向量，表示进程在此次检查中中是否被满足，使之运行完成，开始时对当前未满足的进程做Finish[i]=false；
当有足够资源分配给进程(Need[i]＜=Free)时，Finish[i]=true，Pi完成，并释放资源。
(1)从进程集中找一个能满足下述条件的进程Pi①Finish[i]==false(未定)②Need[i]＜=Free(资源够分)(2)当Pi获得资源后，认为它完成，回收资源:Free=Free

这是工大管院信管、电商专业每年必考的题目（大部分有），题型基本不变，前面两个选择的是判断题，祝你好运。

开发环境为quartus2，采用verilog语言，详细的写出了SVM决策函数，可根据自己的要求改变输入数据类型以及SVM训练model的参数，即可输出判断结果。
供大家参考学习。

用C语言编写实现编译原理实验判断文法是不是LL1文法的程序。
程序简单易懂，且基本功能都实现了。

在日常工作中，钉钉打卡成了我生活中不可或缺的一部分。然而，有时候这个看似简单的任务却给我带来了不少烦恼。 每天早晚，我总是得牢记打开钉钉应用，点击"工作台"，再找到"考勤打卡"进行签到。有时候因为工作忙碌，会忘记打卡，导致考勤异常，影响当月的工作评价。而且，由于我使用的是苹果手机，有时候系统更新后，钉钉的某些功能会出现异常，使得打卡变得更加麻烦。 另外，我的家人使用的是安卓手机，他们也经常抱怨钉钉打卡的繁琐。尤其是对于那些不太熟悉手机操作的长辈来说，每次打卡都是一次挑战。他们总是担心自己会操作失误，导致打卡失败。 为了解决这些烦恼，我开始思考是否可以通过编写一个全自动化脚本来实现钉钉打卡。经过一段时间的摸索和学习，我终于成功编写出了一个适用于苹果和安卓系统的钉钉打卡脚本。