在线等y=（m 6）x^2 2(m-1)x m 1AB=AC=3COS=1/9A当a=3时A×B＝,0.802/1.25
闵绍3679616
int Count(BYTE v)bcosA-2ccosB=2bcosC-acosB仿照x^2-8x 9仿照int Count(BYTE v)
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扫描下载二维码（2002o西城区）（1）已知：关于x、y的方程组2+(m-5)x+6
有两个实数解．求m的取值范围；
（2）在（1）的条件下，若抛物线y=-（m+1）x2+（m-5）x+6与x轴交于A、B两点，与y轴交于点C，且△ABC的面积等于12，确定此抛物线及直线y=（m+1）x-2的解析式；
（3）你能将（2）中所得的抛物线平移，使其顶点在（2）中所得的直线上吗？请写出一种平移方法．
（1）可将方程组中的两个函数式联立成一个一元二次方程，根据方程组有两个实数解，那么方程的△＞0，由此可得出m的取值范围．
（2）根据抛物线的解析式可知C点的坐标为（0，6），因此可根据△ABC的面积求得AB的距离应该是12，然后设出A，B的坐标，根据一元二次方程根与系数的关系即可求出m的值．也就能确定出抛物线和直线的解析式．
（3）可以平移．根据二次函数的性质，先向下平移8个单位，再向右平移2个单位可得．本题方法不唯一，正确就行．
解：（1）由方程组得-（m+1）x2-6x+8=0有两个实数解．
∴△=36+32（m+1）≥0．
∴m≥-且m≠-1；
（2）y=-（m+1）x2+（m-5）x+6，C（0，6）．
设A（x1，0），B（x2，0），则有×|x1-x2|×6=12，|x1-x2|=4．
∴（x1+x2）2-4x1x2=16，（）2+=16；
整理得5m2+6m-11=0．
解得m1=1，m2=-（舍）．
表达式为y=-2x2-4x+6，y=2x-2；
（3）能平移，y=-2x2-4x+6=-2（x+1）2+8．
一种平移方法：向下平移8个单位，再向右平移2个单位，得到抛物线y=-2（x-1）2．解答： 解：（1）∵B（4，m）在直线y=x+2上，
∴m=4+2=6，
∴B（4，6），
∵A（，）、B（4，6）在抛物线y=ax2+bx+6上，
∴，解得，
∴抛物线的解析式为y=2x28x+6．
（2）设动点P的坐标为（n，n+2），则C点的坐标为（n，2n28n+6），
∴PC=（n+2）（2n28n+6），
=2n2+9n4，
=2（n）2+，
∴当n=时，线段PC最大且为．
（3）∵△PAC为直角三角形，
i）若点P为直角顶点，则∠APC=90°．
由题意易知，PC∥y轴，∠APC=45°，因此这种情形不存在；
ii）若点A为直角顶点，则∠PAC=90°．
如答图31，过点A（，）作AN⊥x轴于点N，则ON=，AN=．
过点A作AM⊥直线AB，交x轴于点M，则由题意易知，△AMN为等腰直角三角形，
∴MN=AN=，∴OM=ON+MN=+=3，
∴M（3，0）．
设直线AM的解析式为：y=kx+b，
则：，解得，
∴直线AM的解析式为：y=x+3 ①
又抛物线的解析式为：y=2x28x+6 ②
联立①②式，解得：x=3或x=（与点A重合，舍去）
∴C（3，0），即点C、M点重合．
当x=3时，y=x+2=5，
∴P1（3，5）；
iii）若点C为直角顶点，则∠ACP=90°．
∵y=2x28x+6=2（x2）22，
∴抛物线的对称轴为直线x=2．
如答图32，作点A（，）关于对称轴x=2的对称点C，
则点C在抛物线上，且C（，）．
当x=时，y=x+2=．
∴P2（，）．
∵点P1（3，5）、P2（，）均在线段AB上，
∴综上所述，△PAC为直角三角形时，点P的坐标为（3，5）或（，）．
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站长：朱建新RSA算法原理（二） - 阮一峰的网络日志
RSA算法原理（二）
上一次，我介绍了一些。
有了这些知识，我们就可以看懂。这是目前地球上最重要的加密算法。
六、密钥生成的步骤
我们通过一个例子，来理解RSA算法。假设要与鲍勃进行加密通信，她该怎么生成公钥和私钥呢？
第一步，随机选择两个不相等的质数p和q。
爱丽丝选择了61和53。（实际应用中，这两个质数越大，就越难破解。）
第二步，计算p和q的乘积n。
爱丽丝就把61和53相乘。
　　n = 61×53 = 3233
n的长度就是密钥长度。3233写成二进制是，一共有12位，所以这个密钥就是12位。实际应用中，RSA密钥一般是1024位，重要场合则为2048位。
第三步，计算n的欧拉函数φ(n)。
根据公式：
　　φ(n) = (p-1)(q-1)
爱丽丝算出φ(3233)等于60×52，即3120。
第四步，随机选择一个整数e，条件是1< e < φ(n)，且e与φ(n) 互质。
爱丽丝就在1到3120之间，随机选择了17。（实际应用中，常常选择65537。）
第五步，计算e对于φ(n)的模反元素d。
所谓就是指有一个整数d，可以使得ed被φ(n)除的余数为1。
　　ed ≡ 1 (mod φ(n))
这个式子等价于
　　ed - 1 = kφ(n)
于是，找到模反元素d，实质上就是对下面这个二元一次方程求解。
　　ex + φ(n)y = 1
已知 e=17, φ(n)=3120，
　　17x + 3120y = 1
这个方程可以用求解，此处省略具体过程。总之，爱丽丝算出一组整数解为 (x,y)=(2753,-15)，即 d=2753。
至此所有计算完成。
第六步，将n和e封装成公钥，n和d封装成私钥。
在爱丽丝的例子中，n=3233，e=17，d=2753，所以公钥就是 (3233,17)，私钥就是（）。
实际应用中，公钥和私钥的数据都采用格式表达（）。
七、RSA算法的可靠性
回顾上面的密钥生成步骤，一共出现六个数字：
这六个数字之中，公钥用到了两个（n和e），其余四个数字都是不公开的。其中最关键的是d，因为n和d组成了私钥，一旦d泄漏，就等于私钥泄漏。
那么，有无可能在已知n和e的情况下，推导出d？
　　（1）ed≡1 (mod φ(n))。只有知道e和φ(n)，才能算出d。
　　（2）φ(n)=(p-1)(q-1)。只有知道p和q，才能算出φ(n)。
　　（3）n=pq。只有将n因数分解，才能算出p和q。
结论：如果n可以被因数分解，d就可以算出，也就意味着私钥被破解。
可是，大整数的因数分解，是一件非常困难的事情。目前，除了暴力破解，还没有发现别的有效方法。维基百科这样写道：
　　"对极大整数做因数分解的难度决定了RSA算法的可靠性。换言之，对一极大整数做因数分解愈困难，RSA算法愈可靠。
　　假如有人找到一种快速因数分解的算法，那么RSA的可靠性就会极度下降。但找到这样的算法的可能性是非常小的。今天只有短的RSA密钥才可能被暴力破解。到2008年为止，世界上还没有任何可靠的攻击RSA算法的方式。
　　只要密钥长度足够长，用RSA加密的信息实际上是不能被解破的。"
举例来说，你可以对3233进行因数分解（61×53），但是你没法对下面这个整数进行因数分解。
它等于这样两个质数的乘积：
　　　　×
事实上，这大概是人类已经分解的最大整数（232个十进制位，768个二进制位）。比它更大的因数分解，还没有被报道过，因此目前被破解的最长RSA密钥就是768位。
八、加密和解密
有了公钥和密钥，就能进行加密和解密了。
（1）加密要用公钥 (n,e)
假设鲍勃要向爱丽丝发送加密信息m，他就要用爱丽丝的公钥 (n,e) 对m进行加密。这里需要注意，m必须是整数（字符串可以取ascii值或unicode值），且m必须小于n。
所谓"加密"，就是算出下式的c：
　　me ≡ c (mod n)
爱丽丝的公钥是 (3233, 17)，鲍勃的m假设是65，那么可以算出下面的等式：
　　6517 ≡ 2790 (mod 3233)
于是，c等于2790，鲍勃就把2790发给了爱丽丝。
（2）解密要用私钥(n,d)
爱丽丝拿到鲍勃发来的2790以后，就用自己的私钥() 进行解密。可以证明，下面的等式一定成立：
　　cd ≡ m (mod n)
也就是说，c的d次方除以n的余数为m。现在，c等于2790，私钥是()，那么，爱丽丝算出
　　27902753 ≡ 65 (mod 3233)
因此，爱丽丝知道了鲍勃加密前的原文就是65。
至此，"加密--解密"的整个过程全部完成。
我们可以看到，如果不知道d，就没有办法从c求出m。而前面已经说过，要知道d就必须分解n，这是极难做到的，所以RSA算法保证了通信安全。
你可能会问，公钥(n,e) 只能加密小于n的整数m，那么如果要加密大于n的整数，该怎么办？有两种解决方法：一种是把长信息分割成若干段短消息，每段分别加密；另一种是先选择一种"对称性加密算法"（比如），用这种算法的密钥加密信息，再用RSA公钥加密DES密钥。
九、私钥解密的证明
最后，我们来证明，为什么用私钥解密，一定可以正确地得到m。也就是证明下面这个式子：
　　cd ≡ m (mod n)
因为，根据加密规则
　　ｍe ≡ c (mod n)
于是，c可以写成下面的形式：
　　c = me - kn
将c代入要我们要证明的那个解密规则：
　　(me - kn)d ≡ m (mod n)
它等同于求证
　　med ≡ m (mod n)
　　ed ≡ 1 (mod φ(n))
　　ed = hφ(n)+1
将ed代入：
　　mhφ(n)+1 ≡ m (mod n)
接下来，分成两种情况证明上面这个式子。
（1）m与n互质。
根据欧拉定理，此时
　　mφ(n) ≡ 1 (mod n)
　　(mφ(n))h × m ≡ m (mod n)
原式得到证明。
（2）m与n不是互质关系。
此时，由于n等于质数p和q的乘积，所以m必然等于kp或kq。
以 m = kp为例，考虑到这时k与q必然互质，则根据欧拉定理，下面的式子成立：
　　(kp)q-1 ≡ 1 (mod q)
进一步得到
　　[(kp)q-1]h(p-1) × kp ≡ kp (mod q)
　　(kp)ed ≡ kp (mod q)
将它改写成下面的等式
　　(kp)ed = tq + kp
这时t必然能被p整除，即 t=t'p
　　(kp)ed = t'pq + kp
因为 m=kp，n=pq，所以
　　med ≡ m (mod n)
原式得到证明。
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源码要运行，必须先转成二进制的机器码。这是编译器的任务。在线等y=（m 6）x^2 2(m-1)x m 1AB=AC=3COS=1&#47;9_百度知道
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x2^2-ax2)&#47;(x1^2-ax1)&0 1n（M N）=1nM 1nM
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=｛x|0＜x-a≤5｝;2×2&#47,n＜0,求（√-m）2 （√-n）2仿照f(x)=x3-34×4&#47,g(x)=(2kx-k)／(x2 2)1/3×3&#47，B=仿照m＜0
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