matlab下的道路标志检测

分别对几种轿车的发动机特性与最高车速、加速能力等汽车动力性指标进行了仿真. 仿真结果表明,相关仿真数据与厂家提供的参考数据相吻合. 所建立的仿真模型是实用的,具有车型适应性强、模型参数量少且易获取等特点.

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采用LCL滤波器的并网逆变器双闭环控制系统仿真-gridon01.mdl参照相关文献后，自己搭建的仿真模型，还请批评指正。系统采用电感电流外环电容电流内环。仿真模型如图1： 00000001.JPG 图1 模型文件见附件： 控制效果见图：入网电流与电网电压波形图2、入网电流给定值与实际入网电流波形图3、入网电流FFT分析图4、功率因数变化图5。00000003.JPG 图3入网功率因数几乎为1.....................

电能表的软件系统包括程序数据结构模块、程序初始化与电表运行处理模块、事件分配查询管理处理模块及显示处理模块、通讯处理模块、电量处理模块、时间与时段管理处量模块、电表最大需量处理模块八大部分组成，各个部分都有其特殊的任务，在电表系统中完成它们相应的功能。●●●●程序数据结构部分●●●●●●●●●程序数据结构部分程序数据结构模块是对程序中的数据进行分析,合理的分配数据内存,定义程序涉及的变量。它是根据整个程序的算法来制定的,同时一个好的数据结构对整个程序的编写有非常重要的作用,因此根据电能表软件系列实现的功能及其算法制定合理的数据结构。电能表的数据结构包括两个部分:内存数据结构和数据结构与常量结构。●这个是与常量的数据结构,在显小与数据通讯都会使用这个结构●●●●●●●●●程序常量数据结构部分●●●●数据标示项数据标示表示的正反数据存放的格式数据值的长度数据在与的偏移量数据显示的符号通过此结构可以把所要显示、通讯的数据在或者在存放的位置长度以极标志等内睿取出供所需要的函数使用●●●●程序数据结构部分●●●●●●●●●合相有功功率合相有功瞬时功率电压有校值合电流有校值当前的线频率合功率因数合相电压与电流的夹角当前的电能此结构可以对的计量参数寄存器一次可以全读出,并同时也可以分别取出对应所需要的参数●●●●●●●●●程序初始化与电表运行处理●●●●程序初始化与电表运行处理●程序初始化与电表运行处理模块是对整个程序进行初始化,并对电表运行的六种状态进行转换。程序初始化包括两个部分:初始化和电表各部件初始化。初始化是对各部件进行初始化,为各部件在程序工作时提供合适的初始状态,它包括配置口工作模式、看门狗初始化、定时器初始化、键盘中断初始化、串口中断初始化、初始化等等。电表各部件初始化是对电能表系统各部件进行配置工作状态,初始化它们的工作方式,为程序工作提供电表部件初始状态,它包括指示灯初始化显示初始化、实时时钟初始化、电量恢复、通讯信道、历史电量处理等等部件的初始化。●●●●口工作模式●●●●●●●●●口工作模式如果有没有用到的口,作输入时要通过电阻与或者与连接,作输出时要输出置与置因为设备输入端未连接将会产生工作枚障,如果输入未连接,则由于噪音等原因可能会产生内部输入电平,从而导致故障。如果在上电时口为输入,但电池供电时口的电平为不确定状态时,也应对口作相应的处理●当主时钟切换到副时钟时,应将主时钟的口设为输出置看门狗初始化●●●●●●●●可选字节设定地址:080H/Ls0HrWINDOW1F工NDOWWDCSWDCS1WDCSLSROSC看门狗的开了NDCW1VINDOMO看门狗定封器窗口打开周期窗时间设定为1C5WDTCN看门狗定时器计数器的操作控制/非法汸问检测琹止计数器操怍复位后停止计数),禁止非法访问检测操作允许计数器橾作;愆位后始计敏),氘许非法访闻枱测橾作看门狗定时器HD,FDCS1HDCEO昋门狗定时器溢出吋间0z°/faL(3.88ms)时间间隔设置n/f!(7.76ms):25/土R(3L.03ms0CTL (62, OG sD0125fsL(124.12mE)fL(496.4LSROSC内部低速振蓠器操作看门狗设为不可由软件停1(出将1写入C寄存器的第0红 SESTOP)时停l操作不能停止(即使将1写入 SRSTOP位也不停止操作)能停止单片机内部的看门狗把设为不能停止时为硬看门狗,必须在窗口打开才能清狗否则单片机会复位,●●●●串口中断初始化●●●●●●●●●●由于多功能表有二个供通讯的口,一个供红外通讯口。但单片机只有二个哪么就需要模拟其中一个的分频时钟信号不能得到此时应选的分分频时钟信号模拟红外通讯,需要个外部中断(接收接收管上的电平信号并每要检测屮断口的信号),二个定时器(输出载波与的时间间隔)串口中断初始化有关UART0的寄存器波特率发生控制寄存器0( BRGCO)真出:F? iH Aher reset: 1Fh民WEymarBRGCOTPE01TP90O0 MDLO4MPLSMDLDe MDLoTBLOm(TPS01,TPS00)=(0,0)选择定时器TM50的输出作为TPSDTP500Base cock (IxeLKol selection"fPRs=2 MHz fFRE-5 MHz fFRs-B MHz1FFG-10MH基本时钟TM50 DutpfEgli1 H25 H4 HT5 MHz250kF2H25 kHz1 MH26H2625kH15625kH2250H3125k因为如果选择外围硬件时钟fprs作为基本时钟,那么就不可能产生出1200bps的波特率。MDLO4MDLOS MDLO2 MDLOT MDLOG k Selectian of 5-titcounterx Selng Erchbiled0acLM/B0(MDLO4, MDL03, MDLO2MDL01,ML00)=(0,1,1,0,1),k=13028 fruTa2a scLk/?31t/3

程序运行，通过调用Windows提供的System.speech库，获取用户说话的语音内容，系统捕获语音，控制程序

使用FFmpeg + SoundTouch 实现语音的变速变调。压缩包中有两个V岁2013的Project，SoundTouch编译结果为静态链接库；wav_sound需要使用SoundTouch的编译库，另外还需要根据自己的环境自行配置FFmpeg3.1的环境。

计算理论复习总结,但是考试快要结束了，估计大家也没有什么需要了。28.文法是CFG的推广,任何CFG都是文法。G=(V,∑,R,S)29.语言被文法生成ⅲ它是re的。30.所有数值函数都是原始递归的31.原始递归函数集是递归可枚举的。32.特殊语言/问题H={"M"w":M在w上停机}lH={"M"w":M是一台在"w"上不停机的TM}H1={"M":M在“M”上停机}H1={w:要么w不是一台TM的编码,要么w是M的编码,M是一台在"M"上不停机的TM}H:re.;H1:re.;-H,-H1:非r.e.;2-SAT∈P;SAT∈NPThe world as We Dont Know itreAsumming P≠APCo『eHrecursiveSATSATCO-A伊II Asumming P=Npr, eCo-r.erecursiveNP= cO-Np= p33没有算法的问题称作不可判定的or不可解的,如TM的停机问题34.证明不可判定通用图灵机U通过递归函数归约到L如果L是递归的则U是递归的ic若L1非递归,并存在L1到L2的归约,则L2也非递归。递归函数是 Turing Computable的35.语言是图灵可枚举的,证存在枚举它的图灵机。(M通过空格代开始,周期性的经过特殊状态q来枚举L,任意顺序且可重复)6.不可判定语言与递归语言互为补集,与rc语言有交集。37语言是re.,if它是图灵可枚举的;语言是递归的,i它是以字典序 turing可枚举的。8.P在并交连接和补运算下封闭NP在并、连接运算下封闭。若NP在补下封闭则NP=P39.H={M"wM在最多2w步后停机}唾P40.所有正则语言和所有CFL都属于P41.NPA.机器角度去定义:被多项式界限非确定型图灵机判定的所有语言的类。B.基于 verifier的定义:NP问题上建立的非确定机包含两步1)非确定地猜一个解2〕用一个确定的算法判定该解是否为可行解判定一个给定猜测值是否满足该问题(可满足性)的算法称作 verifier,一个问题称作NP问题当且仅当存在一个多项式时间的 verifier这两个定义是不矛盾的,因为如果一台非确定TM在多项式时间内可以判定一个非确定选择的翰入是否满足,就是基于 verifier的定义。P和NP的区别a problem is in P if we can decide them in polynomial time. It is in NP if we candecide them in polynomial time, if we are given the right certificate42.若存在计算函数f的多项式界限的图灵机M,则f称为多项式时间可计算的43.若τ1是L1->l2的多项式归约,τ2是L2->I3的多项式归约,则τ1τ2是L1->l3的多项式归约44.证明NP完全法一、按定义:LΣ*,若(a)L∈NP,且(b)对每个语言L∈NP,存在从L到L的多项式归约则L称为NP完全的。法二、归约,对于语言L,(a)若L∈NP(b)一个NP完全问题可以在多项式时间规约到L,ie. SAT 0 is context-free but not regular49.L=L1L2,L是CFL,则L1一定是CFL(x50. Regular-CFL不一定是CFL,如a*b*c*-anbn包含 anben51. 2-way PDalie PDa whose input heads can move both left and right] are more powerfulthan 1-way pda52. Given a PDa M1 and an fa M2, the problem l(M1)cl(M2)is decidable53.DFA/NFA识别的是 exactly正则语言54.Re.只在补和差下不封闭,CFL在交下也不封闭55.非正则语言的可能是正则语言。比如A:[W=w}及所有回文,A=*,为正则语言56.典型非正则:w=wR57.正则语言的子集可能非正则,如 anben是a*b*c*的子集;又如Σ*是正则语言,H≌Σ*58.归约:X到Y的归约可以理解为X到Y问题的映射, reduction可以解释为 at least asdifficult as….比如ⅹ可以被Y的算法解决,则 X is no more difficult than yⅩ可以约到Y,记X≤Y。e.gx2可以归约到任意两数的乘积。若有A≤B,A是不可判定问题>B不可判定A不递归->B不递归B可判定>A可判定B是递归的->A是递归的59.若X多项式时间归约到Y,Y多项式时间可解,则X多项式时间可解若X多项式时间归约到Y,Ⅹ多项式时间不可解,则Y多项式时间不可解60.X多项式时间归约到Y,Y多项式时间归约到Z,则X多项式时间归约到Z61.PRME( COMPOSITE)多项式时间归约到 Factor,但是 Factor多项式时间不能归约到PRIME COMPOSITE )o62.若A≤PB,B∈NP,则A∈NP。证明A≤PB→存在确定图灵机X,可将A归约到B。B∈NP→存在一个非确定图灵机N可判定B。我们希望构造一个新的TM(ⅹN)是的ⅹ*N非确定多项式时间求解A,则A∈NPRunning time of X*N≤1+p(mB>+qp(m)(B多项式时间非确定判定是多项式时间所以A∈NP63若AsPB,B∈P,则A∈P64.若X是NPC的,则X在多项式时间内可解ifP=NP65.SAT多项式时间归约到3SA(3AT是NPC的)66.证明语言L是R/Re, Non rea) Intuitively想想有没有半判定(判定)的TM,有则Rc、(R)。若非R执行下一步。b)用能否由Re.( Non re.)语言归约到该语言,能则Re而非R( Non re)严格用归约函数定义f:A≤B,r1∈A当且仅当r1∈Beg1∈H,M∈L证明Recg2∈非H,iM∈L证明 Non rc注意方向:是从A的实例经过递归函数推向B的实例。详细介绍http://www.cs.rice.edu/nakhleh/comp481/finalreviewsp06sol.pdf67.递归与μ递归等价68.PDA中,若每一个格局至多有一个格局接在它后面,则为确定型的。确定型CF在补下封闭69.M半判定L:w∈L,ifM在w上停机,注意半判定图灵机中不存在“拒绝”状态。只要不接受w,就不停机。70. Chomsky hierarchyElements of the Chomsky HierarchyRecursively enumerable languagesRecursive languageContext sensitive languagesContext ee languageseterministccontext free languagesRegularanguages71.俩证明7.6证明P在并、交、 Kleene*连接和补运算下封闭(1)并:对任意L,LEP,遴n时间图灵机M1和nb时间图灵机M2判定它们且c=max{ab}对L1L2构造判定器MM=“对于输入字符串w1)在W上运行M1,在w上运行M22)若有一个接受则接受,否则拒绝。时间复杂度:设M1为0(n)M2为0(m)。令c=max{ab}第一步用时0(n+n),因此总时间为Oma+n)=0(n9所以L1L2属于P类,即P在并的运算下封闭。(2)连接对任意L1,L2属于P类,设有n时间图灵机M1和m时间图灵机M2判定它们,且c=max{ab}。对L1l2构造判定器MM=“对于输入字符串w=w2灬,Wn对k=0,1,21…,n重复下列步骤。在wW2…wk上运行M1,在wk1wk+2…n上运行M若都接受,则接受。否则继续。若对所有分法都不接受则拒绝。时间复杂度:(n+1x0(n+0m-0(m+4)+0(nb+4=0(nc+),F以L1oL2属于P类,即P在连接的运算下封闭。对任意L属于P类,设有时间0(n)判定器M判定它,对构造判定器MM=“对于输入字符串〔1)在w上运行M12)若M1接受则拒绝,若M1拒绝则接受。时间复杂度为:0(m)。所以属于P类,即P在补的运算下封闭。77证明NP在并和连接运算下封闭。1)并对任意L1,L2∈NP,设分别有n时间非确定图灵机M1和n时间非确定图灵机M2判定它们,且c=max{a,b}。构造判定LL2的非确定图灵机M:M=“对于输入字符串w1)在W上运行M1,在w上运行M2。2)若有一个接受则接受,否则拒绝。对于每一个非确定计算分支,第一步用时为O(n-)+O(n),因此总时间为On+n)=0(n。所以LLz∈NP,即NP在并的运算下封闭2)连接对任意L,L2∈NP设分别有na时间非确定图灵机M1和m时间非确定图灵机M2判定它们,且c=max{ab}。构造判定L1oL2的非确定图灵机M:M=“对于输入字符串w:1〕非确定地将分成两段xy,使得w=xy。2)在x上运行M1,在y上运行M23)若都接受则接受,否则拒绝。对于每一个非确定计算分支,第一步用时O(n,第二步用时为0(n)+0(m),因此总时间为o(n+m)=0(n。所以L1oL2∈NP,即NP在连接运算下封闭。专题一一图灵机可判定性问题判定以下问题是否可判定:声明:思路—想证明B问题不可解,1.从一个不可解问题A入手(如停机问题)2.创建B的—个实例,从中推出如果能解决B,A也就可以解决了3.所以B是不可解的1.一个图灵机有至少481个状态。我们可以给出这样一个TMN进行cnc(M)a)数M中状态数,直到481b)如果达到了481,N就接受,否则拒绝2.给定图灵机在空串上走了481步还没停机。构造2带图灵机N,a)2a带:写481个0b)1s带在空串上模拟M,每走一步,第2带就删掉一个0c)如果M在所有0都删掉之后停机,则N接受,否则不接受给定图灵机,判定它是否在一些输入上经过481步还没停机?a)按字典序找出所有 length

使用pyqt5和pyqt Designer实现的登录功能...........................................................................

用matlab仿真的海浪模拟程序。用于船舶仿真

这是永磁同步电机FOC控制的simulink仿真模型，详细阐述了包含SVPWM实现的控制方法。