ek算法
正常来说 都使用P来取代你所给出的关系中的M，除非M是取自汉语“明文”的拼音（Mingwen）
P——明文（Plaintext），表示全体可能出现的明文集合
C——密文（Ciphertext），表示全体可能出现的密文集合
K——密钥（Key），密钥是加密算法中的可变参数
E——加密算法（Encryption algorithm），由公式、法则或者程序构成
D——解密算法（Decryption algorithm），它是E的逆算法。
当给定密钥K时，
C = Ek(P), 对明文P进行加密（E操作）后得到密文C
P = Dk(C) = Dk(Ek(P)), 对密文C解密（D操作）后得明文P
加密设计主要是确定E，D，K。
根据E和D的对称与非对称关系，加密算法又分为对称加密算法和非对称加密算法，其代表性算法分别为DES（Data Encryption Standard）和RSA
‘贰’ 请问以下对称加密法的加密方法和解密方法是什么
一、加密方法
一个加密系统S可以用数学符号描述如下：
S={P, C, K, E, D}
其中 :
P——明文空间，表示全体可能出现的明文集合，
C——密文空间，表示全体可能出现的密文集合，
K——密钥空间，密钥是加密算法中的可变参数，
E——加密算法，由一些公式、法则或程序构成，
D——解密算法，它是E的逆。
当给定密钥kÎK时，各符号之间有如下关系：
C = Ek(P), 对明文P加密后得到密文C
P = Dk(C) = Dk(Ek(P)), 对密文C解密后得明文P
如用E-1 表示E的逆，D-1表示D的逆，则有：
Ek = Dk-1且Dk = Ek-1
因此，加密设计主要是确定E，D，K。
二、解密方法
1 实现密钥的交换，在对称加密算法中有这样一个问题，对方如何获得密钥，在这里就可以通过公钥算法来实现。即用公钥加密算法对密钥进行加密，再发送给对方就OK了
2 数字签名。加密可以使用公钥/私钥，相对应的就是使用私钥/公钥解密。因此若是发送方使用自己的私钥进行加密，则必须用发送方公钥进行解密，这样就证明了发送方的真实性，起到了防抵赖的作用。
‘叁’ 比较对称加密算法和公开密钥算法，分析其异同
基于密钥的算法通常有两类：对称算法和公开密钥算法（非对称算法）。对称算法有时又叫传统密码算法，加密密钥能够从解密密钥中推算出来，反过来也成立。
在大多数对称算法中，加解密的密钥是相同的。对称算法要求发送者和接收者在安全通信之前，协商一个密钥。对称算法的安全性依赖于密钥，泄漏密钥就意味着任何人都能对消息进行加解密。对称算法的加密和解密表示为： EK（M）=C；DK（C）=M
公开密钥算法（非对称算法）的加密的密钥和解密的密钥不同，而且解密密钥不能根据加密密钥计算出来，或者至少在可以计算的时间内不能计算出来。
之所以叫做公开密钥算法，是因为加密密钥能够公开，即陌生者能用加密密钥加密信息，但只有用相应的解密密钥才能解密信息。加密密钥叫做公开密钥（简称公钥），解密密钥叫做私人密钥（简称私钥）。
公开密钥K1加密表示为：EK1（M）=C。公开密钥和私人密钥是不同的，用相应的私人密钥K2解密可表示为：DK2（C）=M。
‘肆’ 广义最小二乘估计是什么
用迭代的松弛算法对线性最小二乘估计的一种改进.线性最小二乘估计在模型误差为相关噪声时是有偏估计,即其估计值存在偏差.这时采用广义最小二乘估计能获得较精确的结果.
假设所讨论的单输入单输出系统的差分方程模型是
式中{uk}和{yk}分别是输入和输出序列：
和
是算子多项式,它们的系数是需要通过估计来求出的未知数;z-1是单位延迟友洞算子；{ek}是误差序列,它是零均值平稳相关噪声序列.为了进行广义最小二乘估计可以从形式上把ek变换成,这里,它的系数也是未知的.如果{ek}具有有理谱密度,则可把{εk}当和缓作白噪声序列来处理.这样就把系统模型变成
相应唤告模的估计准则是
广义最小二乘估计就是使估计准则J为极小的参数估计.多项式A(z-1)、B(z-1)和C(z-1)的系数都是未知的,所以不能用一个线性算法获得广义最小二乘估计.
广义最小二乘估计采用迭代的松弛算法：先行固定C(z-1),估计A(z-1)和B(z-1),使J 趋于极小；然后固定A(z-1)和B(z-1),估计C(z-1),使 J 趋于极小.如此反复迭代,直至估计值收敛.这时每步只进行简单的线性最小二乘估计运算,迭代的初值取扗(z-1)=1.
广义最小二乘估计算法的估计精度高,已得到应用并获得不少成果.它的缺点在于：当信噪比较小时,J可能有多个局部极小点,估计结果不能保证收敛到全局最小点,即参数真值；它的计算量也比线性最小二乘估计增加很多.
这种算法也可推广到多输入多输出系统,并且有相应的近似递推估计算法.当误差{ek}为正态噪声序列时,这种算法还可以解释为极大似然估计的松弛算法.
求采纳!
‘伍’ 国际数据加密算法的算法简介
IDEA加密算法简介
IDEA(International Data Encryption Algorithm）在密码学中属于数据块加密算法（Block Cipher）类。IDEA使用长度为128bit的密钥，数据块大小为64bit。从理论上讲，IDEA属于“强”加密算法，至今还没有出现对该算法的有效攻击算法。
早在1990年，Xuejia Lai等人在EuroCrypt’90年会上提出了分组密码建议PES(Proposed Encryption Standard）。在EuroCrypt’91年会上，Xuejia Lai等人又提出了PES的修正版IPES(Improved PES）。目前IPES已经商品化，并改名为IDEA。IDEA已由瑞士的Ascom公司注册专利，以商业目的使用IDEA算法必须向该公司申请许可。
IDEA是一种由8个相似圈（Round）和一个输出变换（Output Transformation）组成的迭代算法。IDEA的每个圈都由三种函数：模（216+1）乘法、模216加法和按位XOR组成。
在加密之前，IDEA通过密钥扩展（Key Expansion）将128bit的密钥扩展为52Byte的加密密钥EK(Encryption Key），然后由EK计算出解密密钥DK(Decryption Key）。EK和DK分为8组半密钥，每组长度为6Byte，前8组密钥用于8圈加密，最后半组密钥（4Byte）用于输出变换。IDEA的加密过程和解密过程是一样的，只不过使用不同的密钥（加密时用EK，解密时用DK）。
密钥扩展的过程如下：
1． 将128bit的密钥作为EK的前8byte；
2． 将前8byte循环左移25bit，得到下一8byte，将这个过程循环7次；
3． 在第7次循环时，取前4byte作为EK的最后4byte；
4． 至此52byte的EK生成完毕。
密钥扩展的过程如表1所示，为了能够清楚的看出每个8Byte的关系，在表1中用粗线条将将每个8Byte划分开了.
IDEA算法相对来说是一个比较新的算法，其安全性研究也在不断进行之中。在IDEA算法公布后不久，就有学者指出：IDEA的密钥扩展算法存在缺陷，导致在IDEA算法中存在大量弱密钥类，但这个弱点通过简单的修改密钥扩展算法（加入异或算子）即可克服。在1997年的EuroCrypt’97年会上，John Borst等人提出了对圈数减少的IDEA的两种攻击算法：对3.5圈IDEA的截短差分攻击（Truncate Diffrential Attack）和对3圈IDEA的差分线性攻击（Diffrential Linear Attack）。但作者也同时指出，这两种攻击算法对整8.5圈的IDEA算法不可能取得实质性的攻击效果。目前尚未出现新的攻击算法，一般认为攻击整8.5圈IDEA算法唯一有效的方法是穷尽搜索128bit的密钥空间。
‘陆’ 对称加密算法的加密算法主要有哪些
1、3DES算法
3DES（即Triple DES）是DES向AES过渡的加密算法（1999年，NIST将3-DES指定为过渡的加密标准），加密算法，其具体实现如下：设Ek()和Dk()代表DES算法的加密和解密过程，K代表DES算法使用的密钥，M代表明文，C代表密文，这样：
3DES加密过程为：C=Ek3(Dk2(Ek1(M)))
3DES解密过程为：M=Dk1(EK2(Dk3(C)))
2、Blowfish算法
BlowFish算法用来加密64Bit长度的字符串。
BlowFish算法使用两个“盒”——unsignedlongpbox[18]和unsignedlongsbox[4,256]。
BlowFish算法中，有一个核心加密函数:BF_En(后文详细介绍）。该函数输入64位信息，运算后，以64位密文的形式输出。用BlowFish算法加密信息，需要两个过程：密钥预处理和信息加密。
分别说明如下：
密钥预处理：
BlowFish算法的源密钥——pbox和sbox是固定的。我们要加密一个信息，需要自己选择一个key，用这个key对pbox和sbox进行变换，得到下一步信息加密所要用的key_pbox和key_sbox。具体的变化算法如下：
1)用sbox填充key_sbox
2)用自己选择的key8个一组地去异或pbox，用异或的结果填充key_pbox。key可以循环使用。
比如说：选的key是"abcdefghijklmn"。则异或过程为：
key_pbox[0]=pbox[0]abcdefgh；
key_pbox[1]=pbox[1]ijklmnab；
…………
…………
如此循环，直到key_pbox填充完毕。
3)用BF_En加密一个全0的64位信息，用输出的结果替换key_pbox[0]和key_pbox[1],i=0；
4)用BF_En加密替换后的key_pbox,key_pbox[i+1]，用输出替代key_pbox[i+2]和key_pbox[i+3]；
5)i+2，继续第4步，直到key_pbox全部被替换；
6)用key_pbox[16]和key_pbox[17]做首次输入（相当于上面的全0的输入），用类似的方法，替换key_sbox信息加密。
信息加密就是用函数把待加密信息x分成32位的两部分:xL,xRBF_En对输入信息进行变换。
3、RC5算法
RC5是种比较新的算法，Rivest设计了RC5的一种特殊的实现方式，因此RC5算法有一个面向字的结构：RC5-w/r/b，这里w是字长其值可以是16、32或64对于不同的字长明文和密文块的分组长度为2w位，r是加密轮数，b是密钥字节长度。
(6)ek算法扩展阅读：
普遍而言，有3个独立密钥的3DES（密钥选项1）的密钥长度为168位（三个56位的DES密钥），但由于中途相遇攻击，它的有效安全性仅为112位。密钥选项2将密钥长度缩短到了112位，但该选项对特定的选择明文攻击和已知明文攻击的强度较弱，因此NIST认定它只有80位的安全性。
对密钥选项1的已知最佳攻击需要约2组已知明文，2部，2次DES加密以及2位内存（该论文提到了时间和内存的其它分配方案）。
这在现在是不现实的，因此NIST认为密钥选项1可以使用到2030年。若攻击者试图在一些可能的（而不是全部的）密钥中找到正确的，有一种在内存效率上较高的攻击方法可以用每个密钥对应的少数选择明文和约2次加密操作找到2个目标密钥中的一个。
‘柒’ 常用的对称密码算法有哪些
对称加密算法用来对敏感数据等信息进行加密，常用的算法包括：
DES（Data Encryption Standard）：数据加密标准，速度较快，适用于加密大量数据的场合。
3DES（Triple DES）：是基于DES，对一块数据用三个不同的密钥进行三次加密，强度更高。
AES（Advanced Encryption Standard）：高级加密标准，是下一代的加密算法标准，速度快，安全级别高；
‘捌’ 网络流的最大流和最小流是什么算法
首先是网络流中的一些定义：
V表示整个图中的所有结点的集合.
E表示整个图中所有边的集合.
G = (V,E) ,表示整个图.
s表示网络的源点,t表示网络的汇点.
对于每条边(u,v),有一个容量c(u,v) (c(u,v)>=0)，如果c(u,v)=0，则表示(u,v)不存在在网络中。相反，如果原网络中不存在边(u,v)，则令c(u,v)=0.
对于每条边(u,v),有一个流量f(u,v).
一个简单的例子.网络可以被想象成一些输水的管道.括号内右边的数字表示管道的容量c,左边的数字表示这条管道的当前流量f.
网络流的三个性质：
1、容量限制: f[u,v]<=c[u,v]
2、反对称性：f[u,v] = - f[v,u]
3、流量平衡: 对于不是源点也不是汇点的任意结点,流入该结点的流量和等于流出该结点的流量和。
只要满足这三个性质,就是一个合法的网络流.
最大流问题，就是求在满足网络流性质的情况下，源点 s 到汇点 t 的最大流量。
求一个网络流的最大流有很多算法 这里首先介绍 增广路算法（EK）
学习算法之前首先看了解这个算法中涉及到的几个图中的定义：
**残量网络
为了更方便算法的实现，一般根据原网络定义一个残量网络。其中r(u,v)为残量网络的容量。
r(u,v) = c(u,v) – f(u,v)
通俗地讲：就是对于某一条边（也称弧），还能再有多少流量经过。
Gf 残量网络,Ef 表示残量网络的边集.
这是上面图的一个残量网络。残量网络（如果网络中一条边的容量为0,则认为这条边不在残量网络中。
r(s,v1)=0,所以就不画出来了。另外举个例子：r(v1,s) = c(v1,s) – f(v1,s) = 0 – (-f(s,v1)) = f(s,v1) = 4.
其中像(v1,s)这样的边称为后向弧,它表示从v1到s还可以增加4单位的流量。
但是从v1到s不是和原网络中的弧的方向相反吗？显然“从v1到s还可以增加4单位流量”这条信息毫无意义。那么，有必要建立这些后向弧吗？
显然，第1个图中的画出来的不是一个最大流。
但是，如果我们把s -> v2 -> v1 -> t这条路径经过的弧的流量都增加2,就得到了该网络的最大流。
注意到这条路径经过了一条后向弧:(v2,v1)。
如果不设立后向弧，算法就不能发现这条路径。
**从本质上说，后向弧为算法纠正自己所犯的错误提供了可能性，它允许算法取消先前的错误的行为（让2单位的流从v1流到v2)
注意,后向弧只是概念上的,在程序中后向弧与前向弧并无区别.
**增广路
增广路定义：在残量网络中的一条从s通往t的路径，其中任意一条弧(u,v)，都有r[u,v]>0。
如图绿色的即为一条增广路。
看了这么多概念相信大家对增广路算法已经有大概的思路了吧。
**增广路算法
增广路算法：每次用BFS找一条最短的增广路径，然后沿着这条路径修改流量值（实际修改的是残量网络的边权）。当没有增广路时，算法停止，此时的流就是最大流。
**增广路算法的效率
设n = |V|, m = |E|
每次增广都是一次BFS,效率为O(m),而在最坏的情况下需要（n-2增广。（即除源点和汇点外其他点都没有连通，所有点都只和s与t连通）
所以,总共的时间复杂度为O(m*n)，所以在稀疏图中效率还是比较高的。
hdoj 1532是一道可以作为模板题目练手。
模板代码：
[cpp] view plain print?
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <iostream>
#include <string>
#include <algorithm>
#include <map>
#include <vector>
using namespace std;
const int N = 1100;
const int INF = 0x3f3f3f3f;
struct Node
{
int to;//终点
int cap; //容量
int rev; //反向边
};
vector<Node> v[N];
bool used[N];
void add_Node(int from,int to,int cap) //重边情况不影响
{
v[from].push_back((Node){to,cap,v[to].size()});
v[to].push_back((Node){from,0,v[from].size()-1});
}
int dfs(int s,int t,int f)
{
if(s==t)
return f;
used[s]=true;
for(int i=0;i<v[s].size();i++)
{
Node &tmp = v[s][i]; //注意
if(used[tmp.to]==false && tmp.cap>0)
{
int d=dfs(tmp.to,t,min(f,tmp.cap));
if(d>0)
{
tmp.cap-=d;
v[tmp.to][tmp.rev].cap+=d;
return d;
}
}
}
return 0;
}
int max_flow(int s,int t)
{
int flow=0;
for(;;){
memset(used,false,sizeof(used));
int f=dfs(s,t,INF);
if(f==0)
return flow;
flow+=f;
}
}
int main()
{
int n,m;
while(~scanf("%d%d",&n,&m))
{
memset(v,0,sizeof(v));
for(int i=0;i<n;i++)
{
int x,y,z;
scanf("%d%d%d",&x,&y,&z);
add_Node(x,y,z);
}
printf("%d\n",max_flow(1,m));
}
}
‘玖’ 为什么荡秋千从最高点到最低点，重力势能会变为0
动能用Ek表示，势能用Ep表示。
■严格算法：
Ek＝1/2mv²，Ep＝mgh
注意，这里的h是海拔高度。
于是在荡秋千氏耐这个例子中：
等量关系是Ek1＋Ep1＝Ek2＋Ep2，
这个等式之中涉及的未知量有：质量m，两个速度v1，v2，两个海拔高度h1，h2。
于是有题目：已知v1，求v2？
很明显，条件不够，还需要知道h1，h2，
现在假设知道了，代入式子：
1/2mv1 ² + mgh1 ＝ 1/2mv2 ² ＋ mgh2
变形：1/2mv2²＝1/2mv1²+mg（h1-h2）
然后可以看到，其实只需要知道h1与h2的差歼扒春值，也就是高度差就可以解题。
这就是一般算法。
然后联系实际想一想，如果每道题都需要知道海拔高度去计算，很明显不方便，而生活中用到的大多是高度差。
于是，我们把任意一点的高度当做海平面高度，此时高度为零，重力势能自然也是零，另一点的高度则是两点高度之差。
总结一下，最高点的重力势能并不是真正的重力势能，而是最高点势能与最低点势能之差，即，以最低点为参考的最高点此知重力势能，此时最低点重力势能自然为零。
或者这么考虑，先规定了最低点重力势能为零，才算出来最高点的重力势能。
‘拾’ 求最大流的方法有
求最大流的方法逗兄举有：
1、EK算法。
2、SAP算法。
3、DINIC算法。
4、HLPP算法。这四种算法中，前三种基尘卖于增广路，最后一种基于预流推进。山碧