Zranitelnost v aktualizačním mechanismu WordPress umožňuje útočníkovi zasáhnout do dočasného instalačního adresáře během aktualizace jádra systému. Před aktualizací veřejně dostupného WordPressu dočasně zablokovat HTTP přístup k wp-content/upgrade/, následně aktualizovat a zkontrolovat logy. Postižené verze: WordPress 4.7 až 7.1.3.
Alpine Linux zveřejnil podrobnosti o útoku na svůj GitLab a 30. října oznámil obnovení provozu. Útočník se 20.–21. října pokusil zneužít chybu v regulárních výrazech. Exploit způsobil opakované pády workerů a několikrát se dostal do pokročilé fáze. Úspěšné spuštění kódu však nebylo potvrzeno. Fix: Opravený GitLab a současně Ruby 3.3.13, 3.4.12 nebo 4.0.9+, pokud jde o vlastní sestavení či kontejner.
Konference OpenAlt 2026 proběhne tento víkend 7. a 8. listopadu na FIT VUT v Brně. Jedná se již o 21. ročník této konference, která propojuje otevřené technologie, svobodný software, hardware a lidi, kteří chtějí věci nejen používat, ale také jim rozumět a měnit je k lepšímu. Více o konferenci v příspěvku OpenAlt 2026: technologie, které dávají svobodu na blogu spolku OpenAlt.
Eben Upton oznámil další zdražení jednodeskových počítačů Raspberry Pi. Tentokrát 16 GB varianty Raspberry Pi o 80 dolarů a 16 GB varianty Raspberry Pi Compute Module 5 o 40 dolarů. Cena Raspberry Pi 500+ se nemění.
Francouzské Národní shromáždění přijalo 30. října 2026 poměrem 11 hlasů pro, 10 proti a 14 abstencí pozměňovací návrh I-1358 ke státnímu rozpočtu na rok 2027, který zavádí daň z objemu dat doručovaných uživatelům internetu. Návrh socialistického poslance Laurenta Lhardita stanovuje sazbu 0,055 eura za gigabajt, tedy 55 eur za terabajt. Zatím nejde o platný zákon, ale o dílčí hlasování během prvního čtení rozpočtu. Daň by měli platit
… více »Nizozemská vláda ve snaze šetřit a zvyšovat efektivitu s využitím umělé inteligence (AI) hodlá zrušit asi 25.000 pracovních míst ve státní správě. Cílem je postupně dosáhnout ročních úspor až 3,5 miliardy eur (85,2 miliardy Kč). Na konci loňského roku ve státní správě pracovalo rekordních 160.000 lidí. „Nemůžeme pokračovat v tom, co jsme dělali dosud,“ uvedl státní tajemník pro efektivní fungování vlády Eric van den Burg. „Proto
… více »Příspěvek na blogu PRUSA 3D představuje fotoaparát CAIM1 (Counter Artificial Intelligence Machine 1). Uměle vytvořený obsah je každým dnem těžší rozeznat od skutečných záběrů či fotografií, což podrývá důvěryhodnost žurnalistiky, archivních materiálů i každodenní tvorby obsahu. Fotoaparát CAIM1 byl vyvinut právě k tomu, aby ověřoval původ fotografií a videí přímo během jejich pořizování. Uvnitř fotoaparátu se nachází hardwarová Web3 peněženka se zabezpečovacím čipem Tropic Square TROPIC01.
Jonathan Thomas oznámil vydání nové verze 4.1 video editoru OpenShot (Wikipedie). Zdrojové kódy OpenShotu jsou k dispozici na GitHubu. Ke stažení je i balíček ve formátu AppImage. Stačí jej stáhnout, nastavit právo na spouštění a spustit.
RTFM - Read Tumič's FlaMes!
S Dijkstrovým algoritmem pro vyhledávání nejkratší cesty v ohodnoceném grafu se již setkal asi každý, kdo se v programování dostal alespoň o trochu dále, než k obligátnímu "Hello World!".
Notoricky známý o tomto algoritmu je pak fakt, že jeho asymptotická složitost
při použití prioritní fronty implementované jako
binární halda je
O(|H|log|U|). Již méně známé, i když z algoritmu jasně vyplývající,
je ale to, že tato prioritní fronta musí kromě obvyklých operací
push() a pop() umožňovat i změnu priority prvků
uvnitř fronty (a následné obnovení fronty). A to se v okamžiku, kdy narazí kosa
na kámen a vy jste nuceni algoritmus implementovat v nějakém programovacím
jazyku, ukazuje jako poměrně problematická záležitost. Minimálně pokuď je
zvoleným jazykem C++. Prioritní fronta ze standartní šablonové knihovny STL
totiž touto vlastností neoplývá...
Pokuď vám nejde o každou instrukci a můžete si dovolit určité (a právě velikost tohoto "určité" je oč tu dneska běží) zhoršení časové složitosti, lze nicméně tento problém obejít a Dijkstrův algoritmus upravit následovně:
AbcLinuxu.cz
ITBiz.cz
HDmag.cz
AbcPráce.cz
Vertex *start, *current, *neighbour;
Edge *e;
start->setDistance(0);
queue.push(start);
while (!queue.empty()) {
current = queue.top();
queue.pop();
if (!current->getVisited()) {
current->setVisited(true);
e = current->getFirstEdge();
while (e != NULL) {
neighbour = e->getEnd();
if ((neighbour->getDistance() == -1) // -1 = nekonečno
|| (neighbour->getDistance() > current->getDistance() + e->getLength())) {
neighbour->setDistance(current->getDistance() + e->getLength());
neighbour->setPrev(current);
}
queue.push(neighbour);
e = e->getNext();
}
}
}
(Graf je implementován pomocí seznamu následníků)
Úprava spočívá v přidání atributu visited (bool) ke každému
uzlu. Tento atribut slouží k určení, zda už byl uzel objeven či nikoliv
a umožňuje rozhodnout, zda se s daným uzlem na vrcholu fronty zabývat či
nikoliv. Druhou změnou totiž je, že pokud některý ze sousedů právě
zpracovávaného uzlu zkracuje cestu do aktuálního uzlu, není u něj pouze upravena
vzdálenost, ale je znovu zařazen do fronty (na místo odpovídající upravené
vzdálenosti). Při odebírání uzlu z fronty je pak "platný" pouze první výskyt
daného uzlu, ostatní je možné(nutné) ignorovat.
Uvedená modifikace zůstává (alespoň doufám 
korektní co se týče nalezených
nejkratších cest, otázkou ale je, jak tyto úpravy změní časovou složitost
algoritmu. Zcela jistě se zvýší režie zařazování uzlů do fronty, ale změní se
i složitost asymptotická? Může fronta asymptoticky přerůst |U|? Jak se toto
zhoršení projeví na běžných grafech typu "silniční síť"? Bude toto zhoršení tak
výrazné, že celý algoritmus "znehodnotí"? To jsou otázky, které čekají na
opravdové programátory ve vašich řadách. Já si své teorie a odhady pojídače koláčků zatím nechám pro sebe (podělím se o ně s vámi radši až v diskuzi ke "článku" .
Tiskni
Sdílej:
Ty asi nebudeš Pražák, co?!
Mimochodom, vlastnosť visited musíš mať implementovanú aj v pôvodnej verzii algoritmu.
Nemusím. Ne-mu-sím! Standartně jsou všechny vrcholy zařazeny do fronty při inicializaci algoritmu a jejich náležení/nenáležení frontě již samo o sobě udává, zda-li byl vrchol již "objeven" či nikoliv.
.
Tohle jsou samozřejmě další dobře známé vlastnosti Dijkstrova algoritmu (dokonce i ta možnost využití Fibonacciho haldy se udává snad v každém popisu algoritmu), některé vlastnosti jsem dokonce zmínil v textu, ale oč tu běží je čistě implementační záležitost a vlastnosti "přiohnutého" algoritmu.
?
Mohl bys tedy ukázat pseudokód (rozuměj popis algoritmu), který by bez této "funkce" fungoval?
Uááá. Agoritmus, který tuto funkci nepotřebuje je právě ten ukázkový kód. O něm to celý je!
A pokud ne, jak je možné, že se o tom "moc neví"?
To že se o nutnosti této funkce použité fronty "moc neví" je myšleno tak, že si to člověk naplno uvědomí, až když musí algoritmus implementovat, protože takovou frontu obyčejně nemá k dispozici. Rozhodně to ale neni nějaký zajímavý a málo probádaný teoretický aspekt Dijkstrova algoritmu jako takového.
. Já to nedočetl, protože nechápu, proč bych měl algoritmus zpomalit kvůli tomu, že knihovna neobsahuje triviální funkci nad binární haldou. Klíčové slovo je to _nechápu_. Tak se nezlob...
Ale tohle nám asi neříkali ani na matfyzuPredmet slozitost, fibbonaciho haldy i jejich aplikace v Dijstrove algoritmu se probiraly... ;)
...
Co mě na matfyzu vždycky pobaví je předmět, který probere látku vcelku povrchně, ale nakousne toho co nejvíc. Za pár semestrů ho totiž v rámci takřka stejného sylabu rozšíří další. Viz třeba ADS - Složitost.
Jinak co se algoritmů týče, tak si člověk (nejen) na matfyzu vystačí s Introduction to algorithms z MIT. Jen je třeba dávat pozor v předmětech, kde se pracuje s B-stromy - zavádějí je tam trochu jinak (ve výsledku je to samozřejmě stejné) a algoritmy operací jsou taky trochu jiné (ve srovnání s evergreenem od prof. Pokorného či zmíněných ADS).
29.5.2006 09:09
elviin | skóre: 29
| blog: elviin
| Plzeň-Praha
B____C \ / \/ A | | Ddélky hrany tyto d(A,D)=3, d(A,C)=4, d(A,B)=1, d(B,C)=1 začneme v A, do fronty přijde B(1), D(3), C(4); v dalším kroku teda zkoumám B, C dám nový odhad 2 takže fronta "nevisited" vrcholů je D(3), C(2) což by asi být nemělo, ne? (kdyby z D vycházela nějaká hrana a na ní byl nalepenej nějakej graf H, přidali bychom ještě hranu CD s ohodnocením třeba 0.5, tak se správně nenajde nejkratší cesta do H přes AB, BC, CD, ..)
Možná to neni z popisu zcela zřejmý, ale použitá fronta je samozřejmě stále prioritní. Situace, že by v ní byla posloupnost D(3), C(2) tak nemůže nastat.
Prošel jsem si tebou uváděnej příklad, a nevidim v tom problém, na danym grafu algoritmus funguje korektně.
Možná to neni z popisu zcela zřejmý, ale použitá fronta je samozřejmě stále prioritní. Situace, že by v ní byla posloupnost D(3), C(2) tak nemůže nastat.Tak to jsem teda nepochopil. Píšeš, že "Prioritní fronta ze standartní šablonové knihovny STL totiž touto vlastností neoplývá...", kde "touto vlastností" sem pochopil jako změna priority. Tedy jsem se domníval, že fronta 3, 4, 5 se nepřeuspořádá, pokud změním prioritu u druhého prvku na 2, tedy bude v podobě 3, 2, 5. Takhle to teda není? Pokud ne, tak jsem nějak nepochopil celý blogpost. Jinak na tom "nakresleném grafu" by to neselhalo, domnívám se, že by to selhalo až na grafu, kde z D vede nějaká hrana a přidáme ještě hranu CD váhy 0.5 (což jsem naznačil v minulém příspěvku v závorce).
Tak to jsem teda nepochopil. Píšeš, že "Prioritní fronta ze standartní šablonové knihovny STL totiž touto vlastností neoplývá...", kde "touto vlastností" sem pochopil jako změna priority. Tedy jsem se domníval, že fronta 3, 4, 5 se nepřeuspořádá, pokud změním prioritu u druhého prvku na 2, tedy bude v podobě 3, 2, 5. Takhle to teda není? Pokud ne, tak jsem nějak nepochopil celý blogpost.
Změnu priority fronta z STL neumožňuje, proto se taky místo změny priority přidává uzel do fronty znovu, čímž se samozřejmě zařadí na správné místo. Vrchol tedy může být ve frontě několikrát, přičemž jen jeho první výskyt je "platný".
Jinak na tom "nakresleném grafu" by to neselhalo, domnívám se, že by to selhalo až na grafu, kde z D vede nějaká hrana a přidáme ještě hranu CD váhy 0.5 (což jsem naznačil v minulém příspěvku v závorce).
Uvažoval jsem samozřejmě ten rozšířený graf (s hranou CD)
Takže sorry, podcenil jsem tě
A Kefalín, čo Vy si predstavujete pod takým "důkaz správnosti algoritmu"?!
Obávám se, že ten už si budeš muset udělat sám. Nejsem matfyzák, takže se do podobných "experimentů" pouštím jen v případech krajní nouze, což zrovna tenhle není...
Slíbil jsem, že zde vyslovím můj názor na složitost takto modifikovaného algoritmu, která je IMHO (a už to tady zaznělo stále O(|H|log|U|).
Jediné co se mění je počet prvků(uzlů) v prioritní frontě, který oproti "originálnímu" algoritmu může být až |U|^2. Nicméně proto, že log(|U|^2) = 2log|U| = O(log|U|), zůstává asymptotická časová složitost algoritmu O(|H|log|U|). Skutečná složitost nicméně samozřejmě naroste, ale na "běžných" grafech IMHO nijak výrazně.
Nějaké námitky?
Tak si odpovím sám. Zas tak růžový to asi přece jenom nebude... "Hlavní" cyklus se může provést až |H|*|U|, zařazení do fronty pak má složitost log(|H|*|U|). Celková asymptotická složitost řešení tedy spíše bude O(|H|*|U| + log(|H|*|U|)) = O(|H|*|U|), tedy horší, než u "originálu".