‘壹’ 树原张雪燕专栏视频百度游览过的怎么样找回来
打开工具栏，历史就可以找回来。
具体步骤：
1、首先进入到网络浏和基览器的界面，点击界面右下角的我的选项。
2、在选项上方找到历史图标点歼没击打开。
3、接下来就会进入到历史界面，在这个界面中可以查看搜索浏氏棚纳览，阅读浏览和小程序等的历史记录。然后点击上方的阅读浏览选项。就可以找到游览过的视频。
你可以把喜欢的视频点击收藏，下次直接在收藏里打开就可以观看。
‘贰’ 如何养发财树视频教程，如何养发财树之步骤详解
提起如何养发财树教程，大家都知道，有人问如何养发财树之步骤详解，另外，还有人想问发财树怎么养，注意事项，你知道这是怎么回事？其实发财树怎么养护？下面就一起来看看如何养发财树之步骤详解，希望能够帮助到大家！
如何养发财树教程
1、如何养发财树教程:如何养发财树之步骤详解
发财树栽培宏歼要点：大型发财树换盆教程。
1、温度。冬季温度16-18℃，低于这一温度叶片变黄脱落;10℃以下容易死亡。发财树换盆教程。
2、。发财树为强阳性植物，在海南岛等地均露地种植。但该植物耐阴能力地较强，可以在室内较弱的地方连续欣赏2-4周。而后放在强的地方。
3、水份。在高温生长期要有充足的水分;但耐旱力较强，数日不浇水不受害。但忌盆内积水。冬季减少浇水。
4、空气温度。生长时期喜较高的空气温度;可以时常向叶面少量。发财树移栽方法。
发财树怎么养护？
5、换盆。根据需要可于春季换盆。怎样培养发财树。
手树俗称发财树，为五加科假概木属的常绿灌木或小乔木，直立，叶大互生，有长柄，掌状复叶，有小叶9－12枚，小叶长12-15厘米，宽约6厘米。因其树形叶形奇特，俗名吉利，因取其吉利佳兆，故近来引种栽培者渐多。发财树怎么养护。
2、如何养发财树教程:发财树怎么养，注意事项
3、如何养发财树教程:发财树怎么养护？
发财树学名瓜栗，发财树的养护要注意以下几点发财树养殖方法短。
1、温度。冬季温度16-18℃，低于这一温度叶片变黄脱落;10℃以下容易死亡。发财树养护。
2、。发财树为强阳性植物，在海南岛等地均露地种植。但该植物耐阴能力地较强，可以在室内较弱的地方连续欣赏2-4周。而后放在强的地方。
3、水份。在高温生长期要有充足的水分;但耐旱力较强，数日不浇水不受害。但忌盆内积水。冬季减少浇水。
4、空气温度。生长时期喜较高的空气温度;可以时常向叶面少量。大型发财树换盆。
5、发财树怕冷，10度时应入室，低于8度会发生寒害，轻的落叶，重的死亡。
发财树喜高温高湿气候，耐寒力差，幼苗忌霜冻，成年树可耐轻霜及长期5-6℃低温，中国华南地区可露地越冬，以北地区冬季须移入温室内防寒，喜肥沃疏松、透气保水的沙壤土，喜酸性土，忌碱性土或粘重土壤，较耐水湿，也稍耐旱。发财树的。
发财树形似伞状，树干苍劲古朴，基部肥圆，其上车轮状的绿叶辐射平展，枝叶潇洒婆娑，极其自然美，观赏价值很高。尤其用其打编后栽培利用，提高了观赏价值，增强了装饰效果。同时由于其对光的适应性强，较耐阴，栽培养护简单，极适合室内栽培。盆栽种植用于家庭、商场、宾馆、办公室等室内绿化美化装饰，可取得较为理想的艺术效果。用其美化厅、室，富有南国海滨凤光，并且寓意“发财”给人以美好的祝愿。
4、如何养发财树教程:发财树怎么养护
发财树喜高温、高湿环境，适宜温度16到30℃左右；由于发财树能存水分，因而比较耐旱；强弱光均可正常生长。培养土以透水良好且含腐殖质多的沙质土为好。发财树怎么松土。
发财树的养殖方法
发财树喜爱在温度高、湿度高的气候下生长，是强阳性植物，但耐阴能力也较强，放于室内较弱处持续2-4周后转放于强光处照射即可。在气温高时，发财树需要大量水分浇灌，可以通过向叶面喷洒来湿润。发财树喜肥，含大量钾元素的肥都适合，生长期每隔半月施用一次，促进根深叶茂。发财树生长迅速，每一到两年需要换盆，换盆时间选择在春季较宜。
冬天发财树怎么养发财树的养殖技术。
由于发财树是喜爱高温高湿的植物，所以在寒冷干燥的冬季，需要对它进行额外的关照，使发财树不仅能平稳过冬，还要保证它的叶片不变黄、不掉落。在我国北方地区，也就是秦岭淮河以北的区域，冬季是比较寒冷的，气温要低于发财树越冬的滑笑温，所以不能使发财树在外界空气中，需要转移到温暖的室内。一般气温如果持续低于10摄氏度，发财树就可能会死亡。冬季发财树生长缓慢，蒸腾作用减缓，不需要消耗很多的水分，所以冬季浇水行为可以适当减少。以室温10摄氏度为例，给发财树浇水就在5-7天浇一次水就可以。冬季北半球光照时长减少，减弱，需要保证发财树足够的蔽让冲光照。向阳摆放时，应让发财树的叶面朝向阳光，否则因为叶片的趋光性，会使发财树整个枝叶扭曲，观赏价值降低。冬季室内门窗常闭，通风性较差，如果发财树正处于生长期，长期处于通风的环境，会容易发生红蜘蛛和介壳虫的病害。所以要加强室内通风，并注意观察是否有虫害发生，一旦发现要及时采取捉除或喷药的方法处理。
以上就是与如何养发财树之步骤详解相关内容，是关于如何养发财树之步骤详解的分享。看完如何养发财树教程后，希望这对大家有所帮助！
‘叁’ 怎样看视频、音频是否是被剪辑过请详细说明
一般来讲未剪辑的视频文件是指将拍摄完的视频直接导入电脑，未经过任何编辑的。只要看视频的镜头有无剪辑点就可以了，如果有剪辑点那就是被编辑过的。
也有时会出现同场景下，拍摄静态物质的，这样即使中间减去一段也难以被发现。只能是靠自己去细心观察，因为在静止的场景也会有细微的变化，光影，地面的痕迹。室内的摆设和环境变化。
例如：室外，有树的，看树叶是否摇晃，认真观察一个点的树叶摇晃频率，如果有编辑过就一定有痕迹的，建议将文件导入视频软件，逐针检查。音频相对比较困难，可以先听，找一个持续的声音，听变化。
然后导入音频软件中，看他的波形变化。但总体来讲是比较困难的，如果编辑者手段高明，有意的要隐藏编辑点，就很难发现了。
(3)怎样找树视频不次扩展阅读：
剪辑得特点：
剪与辑，是相辅相成、不可分割的整体。没有剪，就谈不上辑，而没有辑，也就用不着剪，任何顾此失彼、分离两者关系的理论和做法，都是不正确的。把拍摄的镜头、段落加以剪裁，并按照一定的结构把它们组接起来，才是剪辑工作完整的创作过程。
而且，不论在剪辑上持有什么观念，采取什么手法，剪辑对影片再创作的作用应该越来越突出、越来越加强，而不是相反。有许多次“开始”、许多次“再创造”是电影的特点之一。
‘肆’ 查找树（搜索树）
为什么引入树？
因为表的线性访问时间太慢。
1）定义
递归的方式定义：
一棵树是一些扮做结点的集合。这个集合可以是空；若非空，则一棵树由称作根的结点r以及0个或多个非空的（子）树T1，T2，...，Tk组成，这些子树中每一棵的根都被来自根r的一条有向的边连接。
父亲、儿子：每一棵子树的根叫做根r的儿子，而r是每棵子树的根的父亲。
树叶：没有儿子的结点称为树叶；
兄弟：具有相同父节点为兄弟(silbing)；
路径：从结点n1到nk的路径定义为结点n1, n2, ..., nk的一个序列，使得1 <= i < k，结点ni是ni+1的路径。一棵树中从根到每个结点恰好存在一条路径。
路径长：该路径上边的条数，n1到nk位k-1.
深度：对任意结点ni，ni的深度为从根到ni的唯一路径的长
高：是从ni到一片树叶的最长路径的长
祖先、后裔：如果存在从n1到n2的一条路径，那么n1是n2的一位祖先，而n2是n1的后裔；如果n1不等于n2，则各为真祖先、真后裔。
2）实现
树的结点声明：
一棵树的表示和实现：
3）树的遍历及应用
a.先序遍历：对结点的处理工作是在它的诸儿子结点被处理前进行的。
二叉树的每个结点都不能有多于两个儿子。
二叉树结点的声明：
二叉树在编译器领域的应用：
1）中悄凳序遍历：递归产生一个带括号的左表达式，然后打印出根处的运算符，再递归地产生一个带括号的右表达式，得到一个中缀表达式
2）后序遍历：递归打印出左子树、右子树，然后打印运算符（后缀表达式）
3）前序遍历：先厅运衡打印出运算符，然后递归打印出左子树和右子树
将后缀表达式转变成表达式树：
step1.一次一个符号地读入表达式
step2.如果符号是操作数，那么就建立一个单节点树并将一个指向它的指针推入栈中；如果符号是操作符，那么我们就从栈中弹出指向两棵树T1和T2的那两个指针（T1先弹出）并形成一棵新的树。
a b + c d e + * *后缀表达式转换成表达式树的过程：
支持SEARCH(Find)、MINIMUM(FindMin)、MAXIMUM(Find Max)、PREDECESSOR、SUCCESSOR、INSERT和DELETE等集合操作。
查找树既可以作为一个字典（字典的实现，作为一个专题？）又可以作为一个优先队列。
1）结构
一棵二叉查找树是以一棵二叉树来组织的。
2）操作
a.查找
b.最值
c.前驱和后继
证明：考虑一棵二叉搜索树T，其关键字互不相同。如果T中的一个结点x的右子树为空，且x有一个后继y，那么y一定是x的最底层祖先，并且其左孩子也是x的祖先。（每个结点都是它自己的祖先。）
如上图：
4的后继是6
9的后继是13
13的后继是15
step1.从结点x向上搜索，从右边一路向上，这些结点的key都要小于x
step2.直到找到一个结点，从左边向上，这是第一个大于所有左边结点的结点y
这里的关键是：结点是x是结点y的左子树最大者，因此x的后继是y
d.插入
e.删除
删除分为如下三种情况：
另外一种划分：
e-1.如果z没有左孩子，那么用其右孩子来代替z，这个右孩子可以是NIL，也可以不是。
e-2.如果z仅有一个孩子且是其左孩子，用左孩子来代替z
e-3.否则，z既有一个左孩子又有一个右孩子。我们要查找z的后继y，这个后继位于z的右子树中并且没有左孩子。现在需要将y移出原来的位置进行拼接，并替换树中的z
如果y是z的右孩子，那么用y替换z，并仅留下y的右孩子。
否则，y位于z的右子树中但并不是z的右孩子。此时先用y的右孩子替换y，然后再用y替换z。
这里涉及到一个证明：
如果一棵二叉搜索树中的一个结点有两个孩子，那么它的后继没有左孩子，它的前驱没有右孩子。
因为：结点有两个孩子，那么它的后继一定在右子树中，沿着左路径一直向下；如果这个后继还有左孩子，那么后继是这个孩子。
前驱同理。
TRANSPLANT用一棵以v为根的子树来替换一棵以u为根的子树：
3）二叉搜索树的平均情形性能——随机构建二叉搜索树
当一棵二叉搜索树同时由插入和删除操作生成时，我们对这棵树的平均高度了解甚少。
当树由插入操作单独生成时，分析就会容易得多。
定义n个关键字的一棵随机构建二叉搜索树为按随机次序插入这些关键字到一棵初始的空树中而生成的，这里的n!个排列中的每个都是等可能地出现。
证明：说明含有n个关键字的随机选择二叉搜索树的概念，这里每一棵n个结点的二叉搜索树是等可能地被选择，不同于本节中给出的随机构建二叉搜索树的概念。
从上图中可以看出，一棵二叉搜索树可能对应多个排列。因此，不同于本节中给出的随机构建二叉搜索树的概念。
证明：一棵有n个不同关键字的随机构建二叉搜索树的期望高度为O(lgn)。
该证明中涉及到的证明：
1）组合数的证明
2）证明：f(x) = 2的x次方是凸函数。
3）关于e的x次幂 >= 1+x
4）关于Jensen不等式（是凸函数定义的推广）
1）结构
AVL（Adelson-Velskii和Landis）树是带有平衡条件的二叉查找树。
这个平衡条件必须容易保持，而且它必须保证树的深度是O(logn)。
a.最简单的方法是：要求左右子树具有相同的高度。（太松）
b.要求每个结点都必须要有相同高度的左子树和右子树。（太严）
一棵AVL树是其每个结点的左子树和右子树的高度最多差1的二叉查找树。（空树的高度定义为-1）
在高度为h的AVL树中，最少节点数S(h)由S(h) = S(h-1) + S(h-2) + 1给出（g(h) = S(h) + 1）。
对于h = 0, S(h) = 1；h = 1, S(h) = 2。函数S(h)与斐波那契数密切相关。
由此可以推出：n >= S(h)，可以得到h的高度最高不超过1.44log(n + 2) - 1.328，也即O(lgn)。
2）操作
重点研究插入：
将关键字X的一个新结点插入到一棵AVL树T中，递归地将X插入到T的相应的子树（Tlr）。
如果Tlr的高度不变，那么插入完成。
否则，如果在T中出现高度不平衡，那么我们根据X以及T和Tlr中的关键做适当的单旋转或双旋转，更新这些高度（并做好与树的其余部分的连接），从而完成插入。
插入后，只有那些从插入点到根节点的路径上的结点的平衡可能被改变，因为只有这些结点的子树发生变换。
对第一个破坏了AVL条件的结点（即最深的结点）进行平衡，这一重新平衡保证整个树满足AVL特性。
该结点为α，由于任意结点最多有两个儿子，因此高度不平衡时，α点两棵子树的高度差2.这种不平衡可能出现下面四种情况：
情况1和情况4关于α点镜像对称，2和3关于α点镜像堆成。
2-1）情况1和情况4——单旋转
针对情况1：
插入之前k2满足AVL特性，插入后结点k2不满足AVL平衡特性，因为它的左子树（X已经长出一层）比右子树深2层（看虚线）。因此，有
a.Y不可能与新X在同一水平上，因为那样k2在插入之前就不平衡了
b.Y也不可能和Z在同一层，因为那样k1就是平衡被破坏的第一个结点
为了恢复平衡，把X上移一层，并把Z下移一层。调整后，整个树的新高度与插入前原树的高度相同。
情况4类似：
2-2）情况2和情况3——双旋转
针对情况2：
恰好B或C中有一棵比D深两层，但是不确定是哪一棵，因此画成比D低1.5层。
保证从空树开始任意连续M次对数的操作最多花费O(MlogN)。虽然这种保证不排除任意一次操作花费O(N)时间。一棵伸展树每次操作的摊还代价是O(logN)。
伸展树是基于这样的事实：对于二叉查找树，每次操作最坏情形时间O(N)并不坏，只要它相对不常发生即可。
因此：当一个结点被访问后，它就要经过一系列AVL树的旋转被放到根上。（因为许多应用中，当一个结点被访问，它就很可能不久再次被访问到，如果碰到O(N)的结点，没有被移动，那么很难得到O(lgN)摊还时间）
伸展树不要求保留高度或平衡信息。
1）一个简单的想法——执行单旋转
如下是对树中k1进行一次访问后发生的情况：
2）展开
X是访问路径上的一个非根结点。
a. X的父节点是树根，只要旋转X和树根
b. X有父亲P和祖父G
b-1. zig-zag情形
b-2. zig-zig情形
考虑之前的例子：
考虑下面这个例子：
（是否可以证明？）展开操作的效果：不仅将访问的结点移到根处，而且还把访问路径上的大部分结点的深度大致减少一半的效果（某些浅的结点最多向下推后两个层次）
3）删除
step1.访问该节点（移到根处）
step2.删除根节点（得到Tl和Tr）
step3.将Tl中的最大元素作为根，并且将Tr接到根的右边，作为右儿子
基本的伸展树展开操作：
直接实现需要从根沿树往下的一次遍历，以及而后的从底向上的一次遍历。
通过保存一些父指针来完成，或者通过将访问路径存储到一个栈中来完成。开销较大。
自顶向下伸展树的改进：
自顶向下展开在初始访问路径上施行一些旋转，结果得到在实践中更快的过程，只用O(1)的额外空间，但却保持了O(logN)的摊还时间界。
step1.自顶向下展开旋转
这个伸展过程不能处理在伸展树中不存在的元素，正确的做法如下：
自顶向下的展开过程为什么是正确的？
证明：自顶向下的展开过程的摊还界为O(lgN)
step2.最后一步：处理L、R和中间树以形成一棵树
示例如下
插入
该伸展树插入19：
删除