Minimum-Buffered Routing of Non-Critical Nets for
Slew Rate and Reliability Control
Charles Alpert,?Andrew B.Kahng,Bao Liu,Ion M?a ndoiu,and Alexander Zelikovsky?
CSE Department,UCSD,La Jolla,CA92093-0114
?IBM Corporation,11400Burnet Road,Austin,TX78758
?CS Department,Georgia State University,Atlanta,GA30303
alpert@https://www.doczj.com/doc/765030557.html,,abk,bliu,mandoiu@https://www.doczj.com/doc/765030557.html,,alexz@https://www.doczj.com/doc/765030557.html, Abstract
In high-speed digital VLSI design,bounding the load capacitance at
gate outputs is a well-known methodology to improve coupling noise
immunity,reduce degradation of signal transition edges,and reduce de-
lay uncertainty due to coupling noise.Bounding load capacitance also
improves reliability with respect to hot-carrier oxide breakdown and
AC self-heating in interconnects,and guarantees bounded input rise/fall
times at buffers and sinks.
This paper introduces a new minimum-buffer routing problem
(MBRP)formulation which requires that the capacitive load of each
buffer,and of the source driver,be upper-bounded by a given constant.
Our contributions include the following.
We give linear-time algorithms for optimal buffering of a given
routing tree with a single(inverting or non-inverting)buffer type.
For simultaneous routing and buffering with a single non-inverting
buffer type,we give a factor21εapproximation algorithm and
prove that no algorithm can guarantee a factor smaller than2unless
P=NP.For the case of a single inverting buffer type,we give a factor
41εapproximation algorithm.
We give local-improvement and clustering based MBRP heuristics
with improved practical performance,and present a comprehen-
sive experimental study comparing the runtime/quality tradeoffs of
the proposed MBRP heuristics on test cases extracted from recent
industrial designs.
1Introduction
In high-speed digital VLSI design,bounding the load capacitance at gate
outputs is a well-known part of today’s electrical correctness method-
ologies.Bounds on load caps improve coupling noise immunity,reduce
degradation of signal transition edges,and reduce delay uncertainty due
to coupling noise[13].According to[21],commercial EDA method-
ologies and tools for signal integrity rely heavily on upper-bounding the
load caps of drivers and buffers to prevent very long slew times on sig-
nal transitions.Such buffer insertions for long or high-fanout nets are
for electrical–not timing optimization–reasons.1Essentially,load cap
bounds serve as proxies for bounds on input rise/fall times at buffers
and sinks(Tellez and Sarrafzadeh[24]formally prove one such equiva-
lence).Such bounds also improve reliability with respect to hot-carrier
oxide breakdown(hot electrons)[9,11]and AC self-heating in intercon-
nects[20],and facilitate technology migration since designs are more
balanced.
1.1Previous Work
The vast amount of research on buffer insertion can be roughly divided into three categories.
Fanout optimization during logic synthesis.Works in this category (see,e.g.,[6,7,17,23])seek buffered routing topologies and focus on timing optimization.Since placement information is not available at the logic synthesis stage,the delay models used in these works mainly con-sist of gate delay and statistically inferred interconnect delay.In con-trast,our work is targeted to the early post-placement phases of the de-sign cycle.
Timing-driven buffer insertion during routing.Works in this cate-gory concentrate on buffering timing-critical nets,e.g.,maximizing the required arrival time(RAT)at the source,often with no bounds on the number of buffers,power consumption,or area.The seminal work of Van Ginneken[25]proposed a dynamic programming approach to ?nding the optimum buffering of an already routed net,using identical buffers and at most one buffer per wire.Lillis et al.[15,16]extended the dynamic programming approach by incorporating slew effects into the delay model and performing simultaneous buffer insertion and wire sizing;they also considered formulations that seek to minimize area or power consumption subject to meeting given timing constraints.More recently,Alpert and Devgan[1]gave extensions to multiple buffers per wire,and Alpert,Devgan and Quay[2]extended the approach to simul-taneous noise and delay optimization.Okamoto and Cong[18]consid-ered simultaneous routing and buffer insertion,showing that signi?cant delay reductions can be achieved over previous approaches which in-sert buffers into an already routed net.These techniques are appropriate for buffered routing of(relatively small)timing-critical nets,but not for upper-bounding slew rates in non-critical nets:(1)quadratic or worse runtimes reduce their applicability to large(tens of thousands of sinks) instances;(2)timing-driven objectives such as max RAT at the source, and reliance on unavailable or meaningless timing analyses and con-straints,lead to wasted resources(too many buffers inserted);and(3) minimizing area or power subject to RAT constraints as in[15,16]can-not guarantee that slew constraints will be met.
Clock-tree buffering.Work on buffered clock trees has focused on de-lay[22]and skew minimization[8,19].Tellez and Sarrafzadeh[24] considered minimal buffer insertion in routed clock trees with skew and slew constraints.They argued that slew upper-bounds can be met by upper-bounding the lumped capacitive loads of the buffers,and gave a linear time algorithm for buffering a routed clock tree with a single non-inverting buffer type under these constraints.We differ from[24]in sev-eral respects.(1)We seek simultaneous routing and buffering,while[24] considers only the problem of buffering an already routed clock tree.(2) Besides non-inverting buffering,we also consider buffering with a single inverting buffer type,which requires handling additional sink polarity constraints(the number of inverting buffers on each source-to-sink path must be consistent with the given polarity of the sink).(3)Clock trees in[24]require bounded buffer skew–this constraint is not necessary in our application.
1.2Our Contributions
Our contributions as as follows:
We give linear-time algorithms for optimal buffering of a given routing tree with a single(inverting or non-inverting)buffer type.2 For simultaneous routing and buffering with a single non-inverting buffer type,we give a factor21εapproximation algorithm and prove that no algorithm can guarantee a factor smaller than2unless P=NP.For the case of a single inverting buffer type,we give a factor 41εapproximation algorithm.
We give local-improvement and clustering based MBRP heuristics with improved practical performance,and present a comprehen-sive experimental study comparing the runtime/quality tradeoffs of the proposed MBRP heuristics on test cases extracted from recent industrial designs.
cost T wire
3We assume that buffers have a single input and a single output and thus are inserted only on the edges of T.
Figure1:Since c T b C U,the tree T b(shaded area)must contain a buffer b in any optimum buffering B opt.B opt b b is then an optimum buffering of T containing b.
cycle the wire area still cannot be estimated very accurately,since layer assignment and via information is not yet available.Therefore,we as-sume that each stage requires the same amount of routing resources and de?ne the simpli?ed routing cost as the number of stages in the buffered routing T,i.e.,
cost T B1(2) Thus,in this paper we adopt the simpli?ed cost measure(2): Minimum-Buffered Routing Problem(MBRP)
Given a net N with source r and set of sinks S(with prescribed pari-ties),input capacitance c s for every sink s S,buffer input capacitance C b,unit-length wire capacitance C w,and load upper-bound C U,?nd a buffered routing tree T r V E B for N such that
(a)c D b C U for every b B r,
(b)(for inverting buffer type)the parity of the number of buffers on
each path from the source to any positive sink is the same,and opposite from the parity of the number of buffers on the paths from the source to any negative sink,and
(c)cost T B1is minimum among all buffered routing trees sat-
isfying conditions(a)and(b).
3Exact Algorithms for Buffering Routed Nets
In this section we present two algorithms for optimally buffering an al-ready routed net using a single inverting or non-inverting buffer type. The running time of each algorithm is linear in the number of sinks and the number of inserted buffers.
3.1Single Non-Inverting Buffer Type
Our algorithm for buffering a given routing tree with a single non-inverting buffer type is a generalization of a greedy algorithm for par-titioning node-weighted trees due to Kundu and Misra[14].Before de-scribing the algorithm we need to introduce two more de?nitions.Let T r V E be a routing tree.A vertex p of T is called critical if p is a bottom-most point of T such that T p cannot be driven by a single buffer.Formally,p is critical if c T p C U and c T u C U for every child u of p.A heaviest child u of p is one which accumulates more capacitance than any other child of p.Formally,u is a heaviest child of p if c T u c u p c T v c v p for every other child v of p.
The algorithm(see Algorithm1)?nds critical vertices by a post-order traversal of the input tree.Then,for every such critical vertex
p,Figure2:When b is located on a different branch(shaded area)than that of the heaviest child u,c T u c u p c D b.Hence,B opt b
b is an optimum buffering of T containing b.
the algorithm repeatedly inserts buffers on the edge connecting p to its heaviest child,until p is no longer critical.Due to space limitations we only give here a simple recursive description of the algorithm;the details of an O S B time implementation can be found in[3].
Algorithm1:Routed Net Buffering(RNB)
1.Find a critical vertex p by a post-order traversal of T
2.Find a heaviest child,u,of p.
3.Insert a buffer b on the edge u p such that c u b min C U c T u c u p
4.Recursively?nd an optimum buffering B of T T b
5.Return B B b
Theorem1Algorithm1?nds an optimum buffering of the input tree T with the given non-inverting buffer type.
The proof of the theorem follows from the following two lemmas, corresponding to the two possible cases in Step3of the algorithm. Lemma1If p is a critical vertex of T and u is a child of p with C U c T u c u p,then there exists an optimum buffering of T containing a buffer b located on the edge u p such that c u b C U c T u(see Figure1).
Proof.Let the optimum buffering of T consist of the set of buffers B opt. The subtree of T rooted at b must contain at least one buffer b from B opt since it has total capacitance equal to C U.The lemma follows by observing that B opt b b is a feasible buffering of T. Lemma2If p is a critical vertex of T and c u p C U c T u for the heaviest child u of p,then there exists an optimum buffering of T that contains a buffer b placed immediately below p on the edge u p(see Figure2).
Proof.Let the optimum buffering of T consist of the set of buffers B opt. Since p is critical,T p must contain at least one buffer b of B opt.We claim that B opt b b is an optimum buffering of T.The claim follows as in Lemma1if b is located in T b.Otherwise,the claim follows by observing that(i)by optimality,there is no buffer of B opt on the path connecting b to p in T,and(ii)c T u c u p c D b,since u is the heaviest child of p.
Notice that the capacitive load of each buffer inserted in Step3when c u p C U c T u is exactly C U,i.e.,these buffers are“fully?lled.”Although this is not true for the buffers inserted when c u p C U
c T u,it is easy to see that in this case inserte
d buffers hav
e a capacitive load o
f at least C U k,where k is the degree of p.In particular,when the routin
g tree T is binary,we obtain:
Lemma3If the input to Algorithm1is a binary routing tree,then the lumped capacitive load of each inserted buffer is at least C U2.
Lemma3will be used in proving the approximation guarantee for the algorithms in Section4.It also gives a way to satisfy the simulta-neous lower-and upper-bound constraints on buffer loads referred to in Footnote1,since every routing tree can be converted to a binary tree by inserting zero-length edges.
3.2Single Inverting Buffer Type
Optimal buffering with a single inverting buffer type is more complex than buffering with a non-inverting buffer type.The greedy approach does not work in this case,and we must use dynamic programming. In bottom-up order,the algorithm(see Algorithm2)computes two solu-tions for each subtree of T,one for positive and one for negative topmost buffer input polarity.Then,after choosing the best output polarity for the source,it determines the position of the buffers by a top-down traversal. The running time of the algorithm is linear assuming that the degree of the routing tree T is bounded;in the rectilinear plane this assumption holds for all standard routing tree constructions,including the minimum spanning tree,the minimum-length Steiner tree,and approximations of the latter one.
For simplicity,we give the algorithm for binary trees,i.e.,we assume that all vertices other than the source(which is the root of the tree)and the sinks(which are leaves)have outdegree2.Without loss of generality, we assume that sink input capacitances are all equal to0–nonzero sink capacitances can be compensated by increasing the length of the edges incident to the sinks.By scaling,we also assume that the unit wirelength capacitance,C w,is equal to1.The algorithm associates with each leaf v of the tree T two labels l v and l v such that one of them belongs to0C U and the other is0.The labels l v and l v represent the penalty capacitance incurred in assuming that the sink has the opposite polarity.Initially,for each sink s,
l s0ifσs
C U otherwise
and l s C U l s.
For each tree leaf v,de?ne the stem of v to be the edge connecting v to its parent.Also,de?ne a fork of T to be a set of4vertices u v x1x2, where x1and x2are two leaves,v is the common parent of x1and x2,and u is the parent of v.The bottom-up phase of the algorithm consists of two main procedures:Reduce fork.The procedure Reduce
fork replaces a fork u v x1x2with the single edge u v,computes the appropriate labels for v,and modi?es the number of buffers inserted on the edges v x1and v x2as needed.The labels of v depend on the labels of x1and x2and the length of the edges v x1and v x2.To guarantee optimality,Collapse
fork,de-pending on whether0,1,or2buffers are inserted on each stem.In fact, since inserting2buffers in each of the two stems is always a dominated solution,we never need to check more than8cases.Theorem2Algorithm2?nds an optimum buffering of the input tree T with the given inverting buffer type.
Algorithm2:Routed Net Inverting Buffering(RNIB)
1.T T
2.For each s S do:
Ifσs then l s0,else l s C U
l s C U l s
Reduce
fork u v x1x2
4.Insert buffers in T in top-down order:
Let v be the single remaining leaf v in T,andμs.t.lμv0
Insert nμv buffers on the edge r v
For each fork r v x1x2,in reverse order of collapsing,do:
Insert nσx i buffers on edges v x i,i12,whereσμif nμv is
odd andσμif nμv is even
5.Return the set B of inserted buffers
Procedure Reduce
fork u v x1x2
//Check all feasible bufferings of the stems v x1and v x2
1.For each i j012012andσdo:
lσi j max0l v x
1
lσx1i C U C b
max0l v x
2
lσx2j C U C b
If lσi j C U then lσi j lσi j i j C U
Else,lσi j∞//i j buffers are not suf?cient
//Choose the topmost buffer positions
2.For eachσdo:
lσv min lσi j i j012
iσjσargmin lσi j i j012
//Find minimal label and normalize the opposite polarity label
3.lμv min l v l v
If lμv lμv C U,then iμjμiμjμ,lμv lμv C U
//Increment#of buffers for both stems and restore v’s labels
4.For eachσdo:
nσx1nσx1iσ,nσx2nσx1jσ
lσv lσv iσjσC u
//Reduce minimal label of v to0,remove leaves x1and x2,and reduce v’s stem
5.l u v l u v lμv,lμv lμv lμv,lμv0
6.T T x1x2
7.Reduce
OPT I
,where the supremum is taken over all instances I of the problem P,A I is the output value of the algorithm A on input I,and OPT I is the optimal value for the instance I.In this section we prove that,unless P=NP,no algorithm can guarantee a factor smaller than2for MBRP with single(inverting or non-inverting)buffer type.On the positive side,we give a factor2εapproximation al-gorithm for MBRP with single non-inverting buffer type,and a factor 4εapproximation algorithm for MBRP with single inverting buffer type.
source
1
7
(b)
6
23
source
7
1
3
17
(a)
Figure 3:(a)Optimum buffered routing of a 4terminal net with non-Hanan grid edge.(b)Best buffered routing on the Hanan grid.4.1
Approximation Complexity of MBRP
Theorem 3For any ε0,approximating MBRP within a factor of 2ε
is NP-hard.
Proof.The proof is by reduction from the rectilinear Steiner minimum tree (RSMT)problem,which is NP-hard [10].An RSMT instance con-sists of a set R of terminals and a number K ,and the problem is to decide if terminals in R can be interconnected via a rectilinear Steiner tree of length K or less.Let r be an arbitrary terminal in R and let S R r .Consider the MBRP instance in which all sinks have input capacitance 0,C b 0,C w 1,and C U K .Then,there exists a rectilinear Steiner tree of length at most K for the terminals in R if and only if the above MBRP instance has optimum cost equal to 1,and any 2ε-approximation al-gorithm for MBRP would ?nd the optimum solution if this is the case.
Remark.Figure 3gives an example showing that MBRP is inherently
more dif?cult than the RSMT problem since,in general,the Steiner points for MBRP do not belong to the Hanan grid,i.e.,to the grid formed by the vertical and horizontal lines passing through terminals.In this ex-ample the input capacitance of each sink and of the buffers is 1,the unit wirelength capacitance C w is 1,and the buffer load upper-bound C U is 8.Any routing along the Hanan grid must use at least 3buffers,while the optimum buffered routing,which uses a non-Hanan edge,has only two buffers.
4.2Approximating MBRP with Single Non-Inverting Buffer Type In this section we show that optimal buffering of an approximate rec-tilinear Steiner minimum tree over the terminals (Algorithm 3)comes within a constant factor of the MBRP optimum.Below,the output of a polynomial-time RSMT algorithm with approximation factor of αwill be referred to as an α-approximate Steiner tree .
Algorithm 3:Steiner Tree Buffering (STB)
1.Find an α-approximate Steiner tree T for r S
2.Transform T into a binary tree in which all sinks are leaves by duplicating internal nodes of degree 3and sinks of degree 1and adding zero-length edges between duplicated nodes
3.Add buffers to T using the RNB algorithm (Algorithm 1)
Theorem 4Algorithm 3approximates the MBRP with single non-inverting buffer type within a factor of 2α1ε,where ε
1C U
C b
(3)
Let CAP be the capacitance before buffering of the α-approximate
Steiner tree constructed by Algorithm 3.Then CAP s αCAP s ,where s ∑s S c s is the total input capacitance of the sinks.Since s C b ,this gives CAP αCAP α1s αCAP C b C b ,i.e.,
CAP
C b
αCAP C b
(4)
Let A be the number of stages in the buffering produced by the algorithm.
Since T is a binary tree,by Lemma 3every buffer inserted by Algorithm
1has a minimum load of C U 2.Thus,CAP
A 1C b A C U 2,i.e.,
A CAP C b C U 2C b
(5)
Finally,inequalities (3-5)give
A
CAP
C b
C U
C b
C U C b
2
Since the rectilinear Steiner tree for a given set of terminals can be approximated in polynomial time to within any desired accuracy using Arora’s PTAS [5],Theorem 4gives:
Corollary 1The MBRP with single non-inverting buffer type can be approximated in polynomial time within a factor of 21εfor any
ε
1
4
We require that C U C b 2since otherwise buffering is impossible.In practice C U C b 2;in our benchmarks the ratio varies between 12and 200,which corresponds to a value of εbetween 0.1and 0.005.
Algorithm 4:Steiner Tree Inverting Buffering (STIB)
1.Find a buffered routing tree T r V E B using the STB algorithm
2.For each b B r ,in the order given by a postorder traversal of T ,do:
If b drives only sinks with the same polarity then Replace b by an inverter and add b ’s stage to T Else //b drives both positive and negative sinks Replace b with two inverters b and b such that -the parent of b is b ,and l b b 0
-the parent of b is the parent p of b in T and l b p l b p For each σdo:
Add to T a Steiner tree rooted at b σand spanning all sinks with polarity σin D b
End for End if T T D b End for 3.Return T
Theorem 5Algorithm 4approximates the MBRP with single inverting
buffer type within a factor of at most 4α1ε,where ε
1C U C b 2.
B y T h e o r e m 3,n o a p p r o x i m a t i o n a l g o r i t h m w i t h a f a c t o r b e t t e r t h a n
2exists for MBRP with single inverting buffer type.Closing the gap
between Corollary 2and this hardness result is an interesting open prob-lem.Here we note that a practical,if not theoretical,improvement of
Algorithm 4is to compute the placement of inverters by a polarity-aware version of the RNB algorithm,instead of using the locations of the non-inverting buffers inserted by STB.
5MBRP Heuristics with Improved Practical Performance Theorems 3and 4imply that the STB algorithm is essentially the best possible from the point of view of worst case approximation guarantee.In this section we describe two MBRP heuristics which,by changing the topology of the Steiner tree,improve upon the STB algorithm on practical instances.
The ?rst heuristic,called Cut&Connect,modi?es the Steiner tree constructed by STB in a bottom-up fashion,starting from the sinks and working towards the root.When ?nding a buffer b whose load is smaller than C U ,the heuristic tries to ?ll b ’s load up to C U by cutting a subtree from some other part of the tree and re-connecting it to the closest point in T b .
Input:Net N with source r and set of sinks S ,sink input capacitances c s ,upper-bound C U
Output:Buffered routing tree T r V E B for N such that c D b C U for every b r B
Input:Net N with source r and set of sinks S ,sink input capacitances c s ,
upper-bound C U Output:Buffered routing tree T r V E B for N such that c D b
C U for
every b r B load c T v ;S T v S ;T T T v
q =sink in S S closest to S ;p sink of S closest to q While subtree
load subtree
load C w from p ,towards q
B B b ;S S S b
T =Steiner tree for S r ,rooted at r End while
4.Return T T ,with buffer set B
6Experimental Results
We have implemented the RNB and RNIB algorithms for optimally buffering a given tree with a single non-inverting,respectively invert-ing,buffer type,as well as the Cut&Connect and Clustering heuristics for MBRP with single non-inverting buffer type.Table1gives the num-ber of buffers inserted by the four algorithms on datasets extracted from recent industrial designs.In these experiments,all algorithms start with the minimum spanning tree over given terminals.For comparison,Table 1includes the lower bound(3)on the optimum number of buffers.6 The results show that the Clustering heuristic?nds consistently bet-ter solutions than the Cut&Connect heuristic,which in turn is consis-tently better than the STB algorithm.The Clustering heuristic comes closest to the computed lower bound,especially for large values of C U, i.e,when few buffers are inserted.The seemingly larger room for im-provement for the larger nets may be caused by the inaccuracy of the lower bound.The Cut&Connect and Clustering heuristics modify the tree in order to decrease the number of buffers,this results in a small wirelength increase(1-2%)compared to the length of the initial MST.
The RNIB results show that,for a?xed routing tree,the number of buffers that need to be inserted in order to enforce polarity constraints is20–100%larger than the number of buffers needed without polarity constraints(the increase in buffer area depends on the relative size of inverting vs.non-inverting buffers with the same driving strength).We are currently exploring practical heuristics based on the STIB algorithm to reduce the number of inserted inverters by simultaneous routing and buffering.
7Conclusions and Future Research
In this paper we have addressed a minimum-buffered routing problem which asks for bounded input rise/fall time for all buffers and sinks.We have analyzed the approximation complexity of this problem and given provably-good algorithms for buffering with a single inverting or non-inverting buffer type.We have also proposed local-improvement and clustering heuristics with improved practical performance;experiments conducted on industrial datasets show that our heuristics are ef?cient and insert a near-optimum number of buffers.
Our ongoing research addresses(i)multi-source formulations,in which the buffer solution should be legal for multiple rooted orientations of the tree,and(ii)multi-constraint formulations,in which,e.g.,input capacitance and fanout must be upper-bounded simultaneously.We have already obtained encouraging preliminary results for these extensions. References
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[3] C.Alpert,A.B.Kahng,B.Liu,I.M?a ndoiu,and A.Zelikovsky.
Minimum-buffered routing of non-critical nets for slew rate and reliability control.Technical Report CS2001-0681,Department of Computer Science and Engineering,University of California at San Diego,La Jolla,CA,2001.
[4] C.J.Alpert,R.G.Gandham,J.L.Neves,and S.T.Quay.Buffer
library selection.In IEEE International Conference on Computer Design,pages221–226,2000.
Benchmark MST+RNB MST+Cut&Conn.MST+Cluster MST+RNIB
#terminals C U#b runtime#b runtime
170.81160.9415
330100080.82110.82
40.8130.812
330400010.8240.83
00.8100.780
32
332.05
340.97
220.96
160.96
8301000
80.978 1.066
30.9630.96
8304000
10.9710.880
49
561.02
513.27
51.08
261.43
19001000
121.36
11
131.01
6 1.1811 1.07
19004000
2 1.0120.941
62
644.93
741.07
561.18
321.43
24001000
151.73
14
171.06
8 1.4515 1.18
24004000
4 1.073 1.072
13410.39
128
1471.15
671.99
1231.25 26001000
30
313.02
331.14
31.24
161.92
26004000
8 1.157 1.396
184
2442.63
222106.83
2073.05 120001000
11311.54
42
5221.25
562.63
553.06 120004000
2813.32
9
125.82
132.63
1197
13051172.7
14184.39
1125.1
65630.36
220001000
298257.99
282
3304.39
2975.11
15995.40
220004000
68
7260.33
804.39
591
729890.01
8066.59
37458.55
6967.76 340001000
138
171208.79
1916.58
92147.62
1797.74 340004000
4249.25
33
456.57
Table1:Number of buffers inserted and runtime of the four heuristics on eight industrial datasets.For all four heuristics,the initial tree is a mini mum spanning tree over the terminals.The runtime is in CPU seconds on a SUN Ultra60and includes the time for computing the initial minimum spanning tree.The lower bound has been calculated according to(3)with RSMT length estimated using the BI1S heuristic[12].For all datasets,
C w0177f Fμm and C b375f F;sink input capacitances varies between204f F and200f F.
商务公文写作目录 一、商务公文的基本知识 二、应把握的事项与原则 三、常用商务公文写作要点 四、常见错误与问题
一、商务公文的基本知识 1、商务公文的概念与意义 商务公文是商业事务中的公务文书，是企业在生产经营管理活动中产生的，按照严格的、既定的生效程序和规范的格式而制定的具有传递信息和记录作用的载体。规范严谨的商务文书，不仅是贯彻企业执行力的重要保障，而且已经成为现代企业管理的基础中不可或缺的内容。商务公文的水平也是反映企业形象的一个窗口，商务公文的写作能力常成为评价员工职业素质的重要尺度之一。 2、商务公文分类：（1）根据形成和作用的商务活动领域，可分为通用公文和专用公文两类（2）根据内容涉及秘密的程度，可分为对外公开、限国内公开、内部使用、秘密、机密、绝密六类（3）根据行文方向，可分为上行文、下行文、平行文三类（4）根据内容的性质，可分为规范性、指导性、公布性、陈述呈请性、商洽性、证明性公文（5）根据处理时限的要求，可分为平件、急件、特急件三类（6）根据来源，在一个部门内部可分为收文、发文两类。 3、常用商务公文： （1）公务信息：包括通知、通报、通告、会议纪要、会议记录等 （2）上下沟通：包括请示、报告、公函、批复、意见等 （3）建规立矩：包括企业各类管理规章制度、决定、命令、任命等； （4）包容大事小情：包括简报、调查报告、计划、总结、述职报告等； （5）对外宣传：礼仪类应用文、领导演讲稿、邀请函等； （6）财经类：经济合同、委托授权书等； （7）其他：电子邮件、便条、单据类（借条、欠条、领条、收条）等。 考虑到在座的主要岗位，本次讲座涉及请示、报告、函、计划、总结、规章制度的写作，重点谈述职报告的写作。 4、商务公文的特点： （1）制作者是商务组织。（2）具有特定效力，用于处理商务。 （3）具有规范的结构和格式，而不像私人文件靠“约定俗成”的格式。商务公文区别于其它文章的主要特点是具有法定效力与规范格式的文件。 5、商务公文的四个构成要素： （1）意图：主观上要达到的目标 (2）结构：有效划分层次和段落，巧设过渡和照应 (3）材料：组织材料要注意多、细、精、严 (4) 正确使用专业术语、熟语、流行语等词语，适当运用模糊语言、模态词语与古词语。 6、基本文体与结构 商务文体区别于其他文体的特殊属性主要有直接应用性、全面真实性、结构格式的规范性。其特征表现为：被强制性规定采用白话文形式，兼用议论、说明、叙述三种基本表达方法。商务公文的基本组成部分有：标题、正文、作者、日期、印章或签署、主题词。其它组成部分有文头、发文字号、签发人、保密等级、紧急程度、主送机关、附件及其标记、抄送机关、注释、印发说明等。印章或签署均为证实公文作者合法性、真实性及公文效力的标志。 7、稿本 （1）草稿。常有“讨论稿”“征求意见稿”“送审稿”“草稿”“初稿”“二稿”“三稿”等标记。（2）定稿。是制作公文正本的标准依据。有法定的生效标志（签发等）。（3）正本。格式正规并有印章或签署等表明真实性、权威性、有效性。（4）试行本。在试验期间具有正式公文的法定效力。（5）暂行本。在规定
关于会议纪要的规范格式和写作要求 一、会议纪要的概念 会议纪要是一种记载和传达会议基本情况或主要精神、议定事项等内容的规定性公文。是在会议记录的基础上，对会议的主要内容及议定的事项，经过摘要整理的、需要贯彻执行或公布于报刊的具有纪实性和指导性的文件。 会议纪要根据适用范围、内容和作用，分为三种类型： 1、办公会议纪要(也指日常行政工作类会议纪要)，主要用于单位开会讨论研究问题，商定决议事项，安排布置工作，为开展工作提供指导和依据。如，xx学校工作会议纪要、部长办公会议纪要、市委常委会议纪要。 2、专项会议纪要(也指协商交流性会议纪要)，主要用于各类交流会、研讨会、座谈会等会议纪要，目的是听取情况、传递信息、研讨问题、启发工作等。如，xx县脱贫致富工作座谈会议纪要。 3、代表会议纪要(也指程序类会议纪要)。它侧重于记录会议议程和通过的决议，以及今后工作的建议。如《××省第一次盲人聋哑人代表会议纪要》、《xx市第x次代表大会会议纪要》。 另外，还有工作汇报、交流会，部门之间的联席会等方面的纪要，但基本上都系日常工作类的会议纪要。 二、会议纪要的格式 会议纪要通常由标题、正文、结尾三部分构成。
1、标题有三种方式：一是会议名称加纪要，如《全国农村工作会议纪要》;二是召开会议的机关加内容加纪要，也可简化为机关加纪要，如《省经贸委关于企业扭亏会议纪要》、《xx组织部部长办公会议纪要》;三是正副标题相结合，如《维护财政制度加强经济管理——在xx部门xx座谈会上的发言纪要》。 会议纪要应在标题的下方标注成文日期，位置居中，并用括号括起。作为文件下发的会议纪要应在版头部分标注文号，行文单位和成文日期在文末落款(加盖印章)。 2、会议纪要正文一般由两部分组成。 (1)开头，主要指会议概况，包括会议时间、地点、名称、主持人，与会人员，基本议程。 (2)主体，主要指会议的精神和议定事项。常务会、办公会、日常工作例会的纪要，一般包括会议内容、议定事项，有的还可概述议定事项的意义。工作会议、专业会议和座谈会的纪要，往往还要写出经验、做法、今后工作的意见、措施和要求。 (3)结尾，主要是对会议的总结、发言评价和主持人的要求或发出的号召、提出的要求等。一般会议纪要不需要写结束语，主体部分写完就结束。 三、会议纪要的写法 根据会议性质、规模、议题等不同，正文部分大致可以有以下几种写法： 1、集中概述法(综合式)。这种写法是把会议的基本情况，讨
titlesec&titletoc中文文档 张海军编译 makeday1984@https://www.doczj.com/doc/765030557.html, 2009年10月 目录 1简介,1 2titlesec基本功能,2 2.1.格式,2.—2.2.间隔, 3.—2.3.工具,3. 3titlesec用法进阶,3 3.1.标题格式,3.—3.2.标题间距, 4.—3.3.与间隔相关的工具, 5.—3.4.标题 填充,5.—3.5.页面类型,6.—3.6.断行,6. 4titletoc部分,6 4.1.titletoc快速上手,6. 1简介 The titlesec and titletoc宏包是用来改变L A T E X中默认标题和目录样式的，可以提供当前L A T E X中没有的功能。Piet van Oostrum写的fancyhdr宏包、Rowland McDonnell的sectsty宏包以及Peter Wilson的tocloft宏包用法更容易些；如果希望用法简单的朋友，可以考虑使用它们。 要想正确使用titlesec宏包，首先要明白L A T E X中标题的构成，一个完整的标题是由标签+间隔+标题内容构成的。比如： 1.这是一个标题，此标题中 1.就是这个标题的标签，这是一个标签是此标题的内容，它们之间的间距就是间隔了。 1
2titlesec基本功能 改变标题样式最容易的方法就是用几向个命令和一系列选项。如果你感觉用这种方法已经能满足你的需求，就不要读除本节之外的其它章节了1。 2.1格式 格式里用三组选项来控制字体的簇、大小以及对齐方法。没有必要设置每一个选项，因为有些选项已经有默认值了。 rm s f t t md b f up i t s l s c 用来控制字体的族和形状2，默认是bf,详情见表1。 项目意义备注（相当于） rm roman字体\textrm{...} sf sans serif字体\textsf{...} tt typewriter字体\texttt{...} md mdseries(中等粗体)\textmd{...} bf bfseries(粗体)\textbf{...} up直立字体\textup{...} it italic字体\textit{...} sl slanted字体\textsl{...} sc小号大写字母\textsc{...} 表1:字体族、形状选项 bf和md属于控制字体形状，其余均是切换字体族的。 b i g medium s m a l l t i n y（大、中、小、很小） 用来标题字体的大小，默认是big。 1这句话是宏包作者说的，不过我感觉大多情况下，是不能满足需要的，特别是中文排版，英文 可能会好些！ 2L A T E X中的字体有5种属性：编码、族、形状、系列和尺寸。 2
毕业论文写作要求与格式规范 关于《毕业论文写作要求与格式规范》，是我们特意为大家整理的，希望对大家有所帮助。 (一)文体 毕业论文文体类型一般分为：试验论文、专题论文、调查报告、文献综述、个案评述、计算设计等。学生根据自己的实际情况，可以选择适合的文体写作。 (二)文风 符合科研论文写作的基本要求：科学性、创造性、逻辑性、
实用性、可读性、规范性等。写作态度要严肃认真，论证主题应有一定理论或应用价值;立论应科学正确，论据应充实可靠，结构层次应清晰合理，推理论证应逻辑严密。行文应简练，文笔应通顺，文字应朴实，撰写应规范，要求使用科研论文特有的科学语言。 (三)论文结构与排列顺序 毕业论文，一般由封面、独创性声明及版权授权书、摘要、目录、正文、后记、参考文献、附录等部分组成并按前后顺序排列。 1.封面：毕业论文(设计)封面具体要求如下： (1)论文题目应能概括论文的主要内容，切题、简洁，不超过30字，可分两行排列;
(2)层次：大学本科、大学专科 (3)专业名称：机电一体化技术、计算机应用技术、计算机网络技术、数控技术、模具设计与制造、电子信息、电脑艺术设计、会计电算化、商务英语、市场营销、电子商务、生物技术应用、设施农业技术、园林工程技术、中草药栽培技术和畜牧兽医等专业，应按照标准表述填写; (4)日期：毕业论文(设计)完成时间。 2.独创性声明和关于论文使用授权的说明：需要学生本人签字。 3.摘要：论文摘要的字数一般为300字左右。摘要是对论文的内容不加注释和评论的简短陈述，是文章内容的高度概括。主要内容包括：该项研究工作的内容、目的及其重要性;所使用的实验方法;总结研究成果，突出作者的新见解;研究结论及其意义。摘要中不列举例证，不描述研究过程，不做自我评价。
公文格式规范与常见公文写作 一、公文概述与公文格式规范 党政机关公文种类的区分、用途的确定及格式规范等，由中共中央办公厅、国务院办公厅于2012年4月16日印发，2012年7月1日施行的《党政机关公文处理工作条例》规定。之前相关条例、办法停止执行。 （一）公文的含义 公文，即公务文书的简称，属应用文。 广义的公文，指党政机关、社会团体、企事业单位，为处理公务按照一定程序而形成的体式完整的文字材料。 狭义的公文，是指在机关、单位之间，以规范体式运行的文字材料，俗称“红头文件”。 ?（二）公文的行文方向和原则 ?、上行文下级机关向上级机关行文。有“请示”、“报告”、和“意见”。 ?、平行文同级机关或不相隶属机关之间行文。主要有“函”、“议案”和“意见”。 ?、下行文上级机关向下级机关行文。主要有“决议”、“决定”、“命令”、“公报”、“公告”、“通告”、“意见”、“通知”、“通报”、“批复”和“会议纪要”等。 ?其中，“意见”、“会议纪要”可上行文、平行文、下行文。?“通报”可下行文和平行文。 ?原则： ?、根据本机关隶属关系和职权范围确定行文关系 ?、一般不得越级行文 ?、同级机关可以联合行文 ?、受双重领导的机关应分清主送机关和抄送机关 ?、党政机关的部门一般不得向下级党政机关行文 ?(三) 公文的种类及用途 ?、决议。适用于会议讨论通过的重大决策事项。 ?、决定。适用于对重要事项作出决策和部署、奖惩有关单位和人员、变更或撤销下级机关不适当的决定事项。
?、命令（令）。适用于公布行政法规和规章、宣布施行重大强制性措施、批准授予和晋升衔级、嘉奖有关单位和人员。 ?、公报。适用于公布重要决定或者重大事项。 ?、公告。适用于向国内外宣布重要事项或者法定事项。 ?、通告。适用于在一定范围内公布应当遵守或者周知的事项。?、意见。适用于对重要问题提出见解和处理办法。 ?、通知。适用于发布、传达要求下级机关执行和有关单位周知或者执行的事项，批转、转发公文。 ?、通报。适用于表彰先进、批评错误、传达重要精神和告知重要情况。 ?、报告。适用于向上级机关汇报工作、反映情况，回复上级机关的询问。 ?、请示。适用于向上级机关请求指示、批准。 ?、批复。适用于答复下级机关请示事项。 ?、议案。适用于各级人民政府按照法律程序向同级人民代表大会或者人民代表大会常务委员会提请审议事项。 ?、函。适用于不相隶属机关之间商洽工作、询问和答复问题、请求批准和答复审批事项。 ?、纪要。适用于记载会议主要情况和议定事项。?（四）、公文的格式规范 ?、眉首的规范 ?（）、份号 ?也称编号，置于公文首页左上角第行，顶格标注。“秘密”以上等级的党政机关公文，应当标注份号。 ?（）、密级和保密期限 ?分“绝密”、“机密”、“秘密”三个等级。标注在份号下方。?（）、紧急程度 ?分为“特急”和“加急”。由公文签发人根据实际需要确定使用与否。标注在密级下方。 ?（）、发文机关标志（或称版头） ?由发文机关全称或规范化简称加“文件”二字组成。套红醒目，位于公文首页正中居上位置（按《党政机关公文格式》标准排
ctex宏包说明 https://www.doczj.com/doc/765030557.html,? 版本号：v1.02c修改日期：2011/03/11 摘要 ctex宏包提供了一个统一的中文L A T E X文档框架，底层支持CCT、CJK和xeCJK 三种中文L A T E X系统。ctex宏包提供了编写中文L A T E X文档常用的一些宏定义和命令。 ctex宏包需要CCT系统或者CJK宏包或者xeCJK宏包的支持。主要文件包括ctexart.cls、ctexrep.cls、ctexbook.cls和ctex.sty、ctexcap.sty。 ctex宏包由https://www.doczj.com/doc/765030557.html,制作并负责维护。 目录 1简介2 2使用帮助3 2.1使用CJK或xeCJK (3) 2.2使用CCT (3) 2.3选项 (4) 2.3.1只能用于文档类的选项 (4) 2.3.2只能用于文档类和ctexcap.sty的选项 (4) 2.3.3中文编码选项 (4) 2.3.4中文字库选项 (5) 2.3.5CCT引擎选项 (5) 2.3.6排版风格选项 (5) 2.3.7宏包兼容选项 (6) 2.3.8缺省选项 (6) 2.4基本命令 (6) 2.4.1字体设置 (6) 2.4.2字号、字距、字宽和缩进 (7) ?https://www.doczj.com/doc/765030557.html, 1
1简介2 2.4.3中文数字转换 (7) 2.5高级设置 (8) 2.5.1章节标题设置 (9) 2.5.2部分修改标题格式 (12) 2.5.3附录标题设置 (12) 2.5.4其他标题设置 (13) 2.5.5其他设置 (13) 2.6配置文件 (14) 3版本更新15 4开发人员17 1简介 这个宏包的部分原始代码来自于由王磊编写cjkbook.cls文档类，还有一小部分原始代码来自于吴凌云编写的GB.cap文件。原来的这些工作都是零零碎碎编写的，没有认真、系统的设计，也没有用户文档，非常不利于维护和改进。2003年，吴凌云用doc和docstrip工具重新编写了整个文档，并增加了许多新的功能。2007年，oseen和王越在ctex宏包基础上增加了对UTF-8编码的支持，开发出了ctexutf8宏包。2009年5月，我们在Google Code建立了ctex-kit项目1，对ctex宏包及相关宏包和脚本进行了整合，并加入了对XeT E X的支持。该项目由https://www.doczj.com/doc/765030557.html,社区的开发者共同维护，新版本号为v0.9。在开发新版本时，考虑到合作开发和调试的方便，我们不再使用doc和docstrip工具，改为直接编写宏包文件。 最初Knuth设计开发T E X的时候没有考虑到支持多国语言，特别是多字节的中日韩语言。这使得T E X以至后来的L A T E X对中文的支持一直不是很好。即使在CJK解决了中文字符处理的问题以后，中文用户使用L A T E X仍然要面对许多困难。最常见的就是中文化的标题。由于中文习惯和西方语言的不同，使得很难直接使用原有的标题结构来表示中文标题。因此需要对标准L A T E X宏包做较大的修改。此外，还有诸如中文字号的对应关系等等。ctex宏包正是尝试着解决这些问题。中间很多地方用到了在https://www.doczj.com/doc/765030557.html,论坛上的讨论结果，在此对参与讨论的朋友们表示感谢。 ctex宏包由五个主要文件构成：ctexart.cls、ctexrep.cls、ctexbook.cls和ctex.sty、ctexcap.sty。ctex.sty主要是提供整合的中文环境，可以配合大多数文档类使用。而ctexcap.sty则是在ctex.sty的基础上对L A T E X的三个标准文档类的格式进行修改以符合中文习惯，该宏包只能配合这三个标准文档类使用。ctexart.cls、ctexrep.cls、ctexbook.cls则是ctex.sty、ctexcap.sty分别和三个标准文档类结合产生的新文档类，除了包含ctex.sty、ctexcap.sty的所有功能，还加入了一些修改文档类缺省设置的内容（如使用五号字体为缺省字体）。 1https://www.doczj.com/doc/765030557.html,/p/ctex-kit/
学生会文档书写格式规范要求 目前各部门在日常文书编撰中大多按照个人习惯进行排版，文档中字体、文字大小、行间距、段落编号、页边距、落款等参数设置不规范，严重影响到文书的标准性和美观性，以下是文书标准格式要求及日常文档书写注意事项，请各部门在今后工作中严格实行： 一、文件要求 1.文字类采用Word格式排版 2.统计表、一览表等表格统一用Excel格式排版 3.打印材料用纸一般采用国际标准A4型（210mm×297mm），左侧装订。版面方向以纵向为主，横向为辅，可根据实际需要确定 4.各部门的职责、制度、申请、请示等应一事一报，禁止一份行文内同时表述两件工作。 5.各类材料标题应规范书写，明确文件主要内容。 二、文件格式 （一）标题 1.文件标题：标题应由发文机关、发文事由、公文种类三部分组成，黑体小二号字,不加粗，居中，段后空1行。 （二）正文格式 1. 正文字体：四号宋体，在文档中插入表格，单元格内字体用宋体，字号可根据内容自行设定。 2.页边距：上下边距为2.54厘米；左右边距为 3.18厘米。
3.页眉、页脚：页眉为1.5厘米；页脚为1.75厘米； 4.行间距：1.5倍行距。 5.每段前的空格请不要使用空格，应该设置首先缩进2字符 6.年月日表示：全部采用阿拉伯数字表示。 7.文字从左至右横写。 （三）层次序号 (1)一级标题：一、二、三、 (2)二级标题：（一）（二）（三） (3)三级标题：1. 2. 3. (4)四级标题：（1）（2）（3） 注：三个级别的标题所用分隔符号不同，一级标题用顿号“、”例如：一、二、等。二级标题用括号不加顿号，例如：（三）（四）等。三级标题用字符圆点“.”例如：5. 6.等。 （四）、关于落款： 1.对外行文必须落款“湖南环境生物专业技术学院学生会”“校学生会”各部门不得随意使用。 2.各部门文件落款需注明组织名称及部门“湖南环境生物专业技术学院学生会XX部”“校学生会XX部” 3.所有行文落款不得出现“环境生物学院”“湘环学院”“学生会”等表述不全的简称。 4.落款填写至文档末尾右对齐，与前一段间隔2行 5.时间落款：文档中落款时间应以“2016年5月12日”阿拉伯数字
政府公文写作格式 一、眉首部分 （一）发文机关标识 平行文和下行文的文件头，发文机关标识上边缘至上页边为62mm，发文机关下边缘至红色反线为28mm。 上行文中，发文机关标识上边缘至版心上边缘为80mm，即与上页边距离为117mm，发文机关下边缘至红色反线为30mm。 发文机关标识使用字体为方正小标宋_GBK，字号不大于22mm×15mm。 （二）份数序号 用阿拉伯数字顶格标识在版心左上角第一行，不能少于2位数。标识为“编号000001” （三）秘密等级和保密期限 用3号黑体字顶格标识在版心右上角第一行，两字中间空一字。如需要加保密期限的，密级与期限间用“★”隔开，密级中则不空字。 （四）紧急程度 用3号黑体字顶格标识在版心右上角第一行，两字中间空一字。如同时标识密级，则标识在右上角第二行。 （五）发文字号 标识在发文机关标识下两行，用3号方正仿宋_GBK字体剧
中排布。年份、序号用阿拉伯数字标识，年份用全称，用六角括号“〔〕”括入。序号不用虚位，不用“第”。发文字号距离红色反线4mm。 （六）签发人 上行文需要标识签发人，平行排列于发文字号右侧，发文字号居左空一字，签发人居右空一字。“签发人”用3号方正仿宋_GBK，后标全角冒号，冒号后用3号方正楷体_GBK标识签发人姓名。多个签发人的，主办单位签发人置于第一行，其他从第二行起排在主办单位签发人下，下移红色反线，最后一个签发人与发文字号在同一行。 二、主体部分 （一）标题 由“发文机关+事由+文种”组成，标识在红色反线下空两行，用2号方正小标宋_GBK，可一行或多行居中排布。 （二）主送机关 在标题下空一行，用3号方正仿宋_GBK字体顶格标识。回行是顶格，最后一个主送机关后面用全角冒号。 （三）正文 主送机关后一行开始，每段段首空两字，回行顶格。公文中的数字、年份用阿拉伯数字，不能回行，阿拉伯数字：用3号Times New Roman。正文用3号方正仿宋_GBK，小标题按照如下排版要求进行排版：
tabularx宏包中改变弹性列的宽度\hsize 分类：latex 2012-03-07 21:54 12人阅读评论(0) 收藏编辑删除 \documentclass{article} \usepackage{amsmath} \usepackage{amssymb} \usepackage{latexsym} \usepackage{CJK} \usepackage{tabularx} \usepackage{array} \newcommand{\PreserveBackslash}[1]{\let \temp =\\#1 \let \\ = \temp} \newcolumntype{C}[1]{>{\PreserveBackslash\centering}p{#1}} \newcolumntype{R}[1]{>{\PreserveBackslash\raggedleft}p{#1}} \newcolumntype{L}[1]{>{\PreserveBackslash\raggedright}p{#1}} \begin{document} \begin{CJK*}{GBK}{song} \CJKtilde \begin{tabularx}{10.5cm}{|p{3cm} |>{\setlength{\hsize}{.5\hsize}\centering}X |>{\setlength{\hsize}{1.5\hsize}}X|} %\hsize是自动计算的列宽度，上面{.5\hsize}与{1.5\hsize}中的\hsize前的数字加起来必须等于表格的弹性列数量。对于本例，弹性列有2列，所以“.5+1.5=2”正确。 %共3列，总列宽为10.5cm。第1列列宽为3cm，第3列的列宽是第2列列宽的3倍，其宽度自动计算。第2列文字左右居中对齐。注意：\multicolum命令不能跨越X列。 \hline 聪明的鱼儿在咬钩前常常排祠再三& 这是因为它们要荆断食物是否安全&知果它们认为有危险\\ \hline 它们枕不会吃& 如果它们判定没有危险& 它们就食吞钩\\ \hline 一眼识破诱饵的危险，却又不由自主地去吞钩的& 那才正是人的心理而不是鱼的心理& 是人的愚合而不是鱼的恳奋\\
广州中医药大学研究生学位论文基本要求与写作规范 为了进一步提高学位工作水平和学位论文质量，保证我校学位论文在结构和格式上的规范与统一，特做如下规定： 一、学位论文基本要求 （一）科学学位硕士论文要求 1.论文的基本科学论点、结论，应在中医药学术上和中医药科学技术上具有一定的理论意义和实践价值。 2.论文所涉及的内容，应反映出作者具有坚实的基础理论和系统的专门知识。 3.实验设计和方法比较先进，并能掌握本研究课题的研究方法和技能。 4.对所研究的课题有新的见解。 5.在导师指导下研究生独立完成。 6.论文字数一般不少于3万字，中、英文摘要1000字左右。 （二）临床专业学位硕士论文要求 临床医学硕士专业学位申请者在临床科研能力训练中学会文献检索、收集资料、数据处理等科学研究的基本方法,培养临床思维能力与分析能力,完成学位论文。 1.学位论文包括病例分析报告及文献综述。 2.学位论文应紧密结合中医临床或中西结合临床实际，以总结临床实践经验为主。 3.学位论文应表明申请人已经掌握临床科学研究的基本方法。 4.论文字数一般不少于15000字，中、英文摘要1000字左右。 （三）科学学位博士论文要求 1.研究的课题应在中医药学术上具有较大的理论意义和实践价值。 2.论文所涉及的内容应反映作者具有坚实宽广的理论基础和系统深入的专门知识，并表明作者具有独立从事科学研究工作的能力。 3.实验设计和方法在国内同类研究中属先进水平，并能独立掌握本研究课题的研究方法和技能。
4.对本研究课题有创造性见解，并取得显著的科研成果。 5.学位论文必须是作者本人独立完成，与他人合作的只能提出本人完成的部分。 6.论文字数不少于5万字，中、英摘要3000字；详细中文摘要(单行本)1万字左右。 （四）临床专业学位博士论文要求 1.要求论文课题紧密结合中医临床或中西结合临床实际，研究结果对临床工作具有一定的应用价值。 2.论文表明研究生具有运用所学知识解决临床实际问题和从事临床科学研究的能力。 3.论文字数一般不少于3万字，中、英文摘要2000字；详细中文摘要(单行本)5000字左右。 二、学位论文的格式要求 （一）学位论文的组成 博士、硕士学位论文一般应由以下几部分组成，依次为：1.论文封面；2. 原创性声明及关于学位论文使用授权的声明；3.中文摘要；4.英文摘要；5.目录； 6.引言； 7.论文正文； 8.结语； 9.参考文献；10.附录；11.致谢。 1.论文封面：采用研究生处统一设计的封面。论文题目应以恰当、简明、引人注目的词语概括论文中最主要的内容。避免使用不常见的缩略词、缩写字，题名一般不超过30个汉字。论文封面“指导教师”栏只写入学当年招生简章注明、经正式遴选的指导教师1人，协助导师名字不得出现在论文封面。 2．原创性声明及关于学位论文使用授权的声明（后附）。 3.中文摘要：要说明研究工作目的、方法、成果和结论。并写出论文关键词3～5个。 4.英文摘要：应有题目、专业名称、研究生姓名和指导教师姓名，内容与中文提要一致，语句要通顺，语法正确。并列出与中文对应的论文关键词3～5个。 5.目录：将论文各组成部分(1～3级)标题依次列出，标题应简明扼要，逐项标明页码，目录各级标题对齐排。 6.引言：在论文正文之前，简要说明研究工作的目的、范围、相关领域前人所做的工作和研究空白，本研究理论基础、研究方法、预期结果和意义。应言简
（公文写作）毕业论文写作要求和格式规范
中国农业大学继续教育学院 毕业论文写作要求和格式规范 壹、写作要求 （壹）文体 毕业论文文体类型壹般分为：试验论文、专题论文、调查方案、文献综述、个案评述、计算设计等。学生根据自己的实际情况，能够选择适合的文体写作。 （二）文风 符合科研论文写作的基本要求：科学性、创造性、逻辑性、实用性、可读性、规范性等。写作态度要严肃认真，论证主题应有壹定理论或应用价值；立论应科学正确，论据应充实可靠，结构层次应清晰合理，推理论证应逻辑严密。行文应简练，文笔应通顺，文字应朴实，撰写应规范，要求使用科研论文特有的科学语言。 （三）论文结构和排列顺序 毕业论文，壹般由封面、独创性声明及版权授权书、摘要、目录、正文、后记、参考文献、附录等部分组成且按前后顺序排列。 1．封面：毕业论文（设计）封面（见文件5）具体要求如下： （1）论文题目应能概括论文的主要内容，切题、简洁，不超过30字，可分俩行排列； （2）层次：高起本，专升本，高起专； （3）专业名称：现开设园林、农林经济管理、会计学、工商管理等专业，应按照标准表述填写； （4）密级：涉密论文注明相应保密年限； （5）日期：毕业论文完成时间。 2．独创性声明和关于论文使用授权的说明：（略）。
3．摘要：论文摘要的字数壹般为300字左右。摘要是对论文的内容不加注释和评论的简短陈述，是文章内容的高度概括。主要内容包括：该项研究工作的内容、目的及其重要性；所使用的实验方法；总结研究成果，突出作者的新见解；研究结论及其意义。摘要中不列举例证，不描述研究过程，不做自我评价。 论文摘要后另起壹行注明本文的关键词，关键词是供检索用的主题词条，应采用能够覆盖论文内容的通用专业术语，符合学科分类，壹般为3～5个，按照词条的外延层次从大到小排列。 4．目录（目录示例见附件3）：独立成页，包括论文中的壹级、二级标题、后记、参考文献、和附录以及各项所于的页码。 5．正文：包括前言、论文主体和结论 前言：为正文第壹部分内容，简单介绍本项研究的背景和国内外研究成果、研究现状，明确研究目的、意义以及要解决的问题。 论文主体：是全文的核心部分，于正文中应将调查、研究中所得的材料和数据加工整理和分析研究，提出论点，突出创新。内容可根据学科特点和研究内容的性质而不同。壹般包括：理论分析、计算方法、实验装置和测试方法、对实验结果或调研结果的分析和讨论，本研究方法和已有研究方法的比较等方面。内容要求论点正确，推理严谨，数据可靠，文字精炼，条理分明，重点突出。 结论：为正文最后壹部分，是对主要成果的归纳和总结，要突出创新点，且以简练的文字对所做的主要工作进行评价。 6．后记：对整个毕业论文工作进行简单的回顾总结，对给予毕业论文工作提供帮助的组织或个人表示感谢。内容应尽量简单明了，壹般为200字左右。 7．参考文献：是论文不可或缺的组成部分。它既可反映毕业论文工作中取材广博程度，又可反映文稿的科学依据和作者尊重他人研究成果的严肃态度，仍能够向读者提供有关
%=== 配合前面的ntheorem宏包产生各种定理结构,重定义一些正文相关标题===% \theoremstyle{plain} \theoremheaderfont{\normalfont\rmfamily\CJKfamily{hei}} \theorembodyfont{\normalfont\rm\CJKfamily{song}} \theoremindent0em \theoremseparator{\hspace{1em}} \theoremnumbering{arabic} %\theoremsymbol{} %定理结束时自动添加的标志 \newtheorem{definition}{\hspace{2em}定义}[chapter] %\newtheorem{definition}{\hei 定义}[section] %!!!注意当section为中国数字时，[sction]不可用！ \newtheorem{proposition}{\hspace{2em}命题}[chapter] \newtheorem{property}{\hspace{2em}性质}[chapter] \newtheorem{lemma}{\hspace{2em}引理}[chapter] %\newtheorem{lemma}[definition]{引理} \newtheorem{theorem}{\hspace{2em}定理}[chapter] \newtheorem{axiom}{\hspace{2em}公理}[chapter] \newtheorem{corollary}{\hspace{2em}推论}[chapter] \newtheorem{exercise}{\hspace{2em}习题}[chapter] \theoremsymbol{$\blacksquare$} \newtheorem{example}{\hspace{2em}例}[chapter] \theoremstyle{nonumberplain} \theoremheaderfont{\CJKfamily{hei}\rmfamily} \theorembodyfont{\normalfont \rm \CJKfamily{song}} \theoremindent0em \theoremseparator{\hspace{1em}} \theoremsymbol{$\blacksquare$} \newtheorem{proof}{\hspace{2em}证明} \usepackage{amsmath}%数学 \usepackage[amsmath,thmmarks,hyperref]{ntheorem} \theoremstyle{break} \newtheorem{example}{Example}[section]
【最新整理，下载后即可编辑】 广东工业大学成人高等教育 本科生毕业论文格式规范（摘录整理） 一、毕业论文完成后应提交的资料 最终提交的毕业论文资料应由以下部分构成： （一）毕业论文任务书（一式两份，与论文正稿装订在一起）（二）毕业论文考核评议表（一式三份，学生填写表头后发电子版给老师） （三）毕业论文答辩记录（一份, 学生填写表头后打印出来，答辩时使用） （四）毕业论文正稿（一式两份，与论文任务书装订在一起），包括以下内容： 1、封面 2、论文任务书 3、中、英文摘要（先中文摘要，后英文摘要，分开两页排版） 4、目录 5、正文（包括：绪论、正文主体、结论） 6、参考文献 7、致谢 8、附录（如果有的话） （五）论文任务书和论文正稿的光盘
二、毕业论文资料的填写与装订 毕业论文须用计算机打印，一律使用A4打印纸，单面打印。 毕业论文任务书、毕业论文考核评议表、毕业论文正稿、答辩纪录纸须用计算机打印，一律使用A4打印纸。答辩提问记录一律用黑色或蓝黑色墨水手写，要求字体工整，卷面整洁；任务书由指导教师填写并签字，经主管院领导签字后发出。 毕业论文使用统一的封面，资料装订顺序为：毕业论文封面、论文任务书、考核评议表、答辩记录、中文摘要、英文摘要、目录、正文、参考文献、致谢、附录（如果有的话）。论文封面要求用A3纸包边。 三、毕业论文撰写的内容与要求 一份完整的毕业论文正稿应包括以下几个方面： （一）封面（见封面模版） （二）论文题目（填写在封面上，题目使用2号隶书，写作格式见封面模版） 题目应简短、明确，主标题不宜超过20字；可以设副标题。（三）论文摘要（写作格式要求见《摘要、绪论、结论、参考文献写作式样》P1～P2） 1、中文“摘要”字体居中，独占一页
使用Groff 生成独立于设备的文档开始之前 了解本教程中包含的内容和如何最好地利用本教程，以及在使用本教程的过程中您需要完成的工作。 关于本教程 本教程提供了使用Groff(GNU Troff)文档准备系统的简介。其中介绍了这个系统的工作原理、如何使用Groff命令语言为其编写输入、以及如何从该输入生成各种格式的独立于设备的排版文档。 本教程所涉及的主题包括： 文档准备过程 输入文件格式 语言语法 基本的格式化操作 生成输出 目标 本教程的主要目标是介绍Groff，一种用于文档准备的开放源码系统。如果您需要在应用程序中构建文档或帮助文件、或为客户和内部使用生成任何类型的打印或屏幕文档(如订单列表、故障单、收据或报表)，那么本教程将向您介绍如何开始使用Groff以实现这些任务。 在学习了本教程之后，您应该完全了解Groff的基本知识，包括如何编写和处理基本的Groff输入文件、以及如何从这些文件生成各种输出。
先决条件 本教程的目标读者是入门级到中级水平的UNIX?开发人员和管理员。您应 该对使用UNIX命令行Shell和文本编辑器有基本的了解。 系统要求 要运行本教程中的示例，您需要访问运行UNIX操作系统并安装了下面这些软件的计算机(请参见本教程的参考资料部分以获取相关链接)： Groff。Groff分发版中包括groff前端工具、troff后端排版引擎和本教 程中使用的各种附属工具。 自由软件基金会将Groff作为其GNU Project中的一部分进行了发布，所 发布的源代码符合GNU通用公共许可证(GPL)并得到了广泛的移植，几乎对于所有的UNIX操作系统、以及非UNIX操作系统(如Microsoft?Windows?)都有相应 的可用版本。 在撰写本教程时，最新的Groff发布版是Version 1.19.2，对于学习本教 程而言，您至少需要Groff Version 1.17。 gxditview。从Version 1.19.2开始，Groff中包含了这个工具，而在以 前的版本中，对其进行了单独的发布。 PostScript Previewer，如ghostview、gv或showpage。 如果您是从源代码安装Groff，那么请参考Groff源代码分发版中的自述 文件，其中列举了所需的任何额外的软件，而在编译和安装Groff时可能需要 使用这些软件。 介绍Groff 用户通常在字处理软件、桌面发布套件和文本布局应用程序等应用程序环 境中创建文档，而在这些环境中，最终将对文档进行打印或导出为另一种格式。整个文档准备过程，从创建到最后的输出，都发生在单个应用程序中。文档通
TeX 使用指南 常见问题（一） 1.\makeatletter 和\makeatother 的用法？ 答：如果需要借助于内部有\@字符的命令，如\@addtoreset，就需要借助于另两个命令 \makeatletter, \makeatother。 下面给出使用范例，用它可以实现公式编号与节号的关联。 \begin{verbatim} \documentclass{article} ... \makeatletter % '@' is now a normal "letter" for TeX \renewcommand\theequation{\thesection.\arabic{equation}} \@addtoreset{equation}{section} \makeatother % '@' is restored as a "non-letter" character for TeX \begin{document} ... \end{verbatim} 2.比较一下CCT与CJK的优缺点？ 答：根据王磊的经验，CJK 比CCT 的优越之处有以下几点： 1）字体定义采用LaTeX NFSS 标准，生成的DVI 文件不必像CCT 那样需要用patchdvi 处理后才能预览和打印。而且一般GB 编码的文件也不必进行预处理就可直接用latex 编译。2）可使用多种TrueType 字体和Type1 字体，生成的PDF 文件更清楚、漂亮。 3）能同时在文章中使用多种编码的文字，如中文简体、繁体、日文、韩文等。 当然，CCT 在一些细节上，如字体可用中文字号，字距、段首缩进等。毕竟CJK 是老外作的吗。 谈到MikTeX 和fpTeX, 应该说谈不上谁好谁坏，主要看个人的喜好了。MikTeX 比较小，不如fpTeX 里提供的TeX 工具，宏包全，但一般的情况也足够了。而且Yap 比windvi 要好用。fpTeX 是teTeX 的Windows 实现，可以说各种TeX 的有关软件基本上都包括在内。 3.中文套装中如何加入新的.cls文件？ 答：放在tex文件的同一目录下，或者miktex/localtexmf/tex/latex/下的某个子目录下，可以自己建一个。 4.怎样象第几章一样，将参考文献也加到目录？ 答：在参考文献部分加入 \addcontentsline{toc}{chapter}{参考文献}
论文的写作格式及规范
附件9： 科学技术论文的写作格式及规范 用非公知公用的缩写词、字符、代号，尽量不出现数学式和化学式。 2作者署名和工作单位标引和检索，根据国家有关标准、数据规范为了提高技师、高级技师论文的学术质量，实现论文写的科学化、程序化和规范化，以利于科技信息的传递和科技情报的作评定工作，特制定本技术论文的写作格式及规范。望各位学员在注重科学研究的同时，做好科技论文撰写规范化工作。 1 题名 题名应以简明、确切的词语反映文章中最重要的特定内容，要符合编制题录、索引和检索的有关原则，并有助于选定关键词。 中文题名一般不宜超过20 个字，必要时可加副题名。英文题名应与中文题名含义一致。 题名应避免使作者署名是文责自负和拥有著作权的标志。作者姓名署于题名下方，团体作者的执笔人也可标注于篇首页地脚或文末，简讯等短文的作者可标注于文末。 英文摘要中的中国人名和地名应采用《中国人名汉语拼音字母拼写法》的有关规定；人名姓前名后分写，姓、名的首字母大写，名字中间不加连字符；地名中的专名和通名分写，每分写部分的首字母大写。 作者应标明其工作单位全称、省及城市名、邮编( 如“齐齐哈尔电业局黑龙江省齐齐哈尔市(161000) ”)，同时，在篇首页地脚标注第一作者的作者简介，内容包括姓名，姓别，出生年月，学位，职称，研究成果及方向。
3摘要 论文都应有摘要（3000 字以下的文章可以略去）。摘要的：写作应符合GB6447-86的规定。摘要的内容包括研究的目的、方法、结果和结论。一般应写成报道性文摘，也可以写成指示性或报道-指示性文摘。摘要应具有独立性和自明性，应是一篇完整的短文。一般不分段，不用图表和非公知公用的符号或术语，不得引用图、表、公式和参考文献的序号。中文摘要的篇幅：报道性的300字左右，指示性的100 字左右，报道指示性的200字左右。英文摘要一般与中文摘要内容相对应。 4关键词 关键词是为了便于作文献索引和检索而选取的能反映论文主题概念的词或词组，一般每篇文章标注3?8个。关键词应尽量从《汉语主题词表》等词表中选用规范词——叙词。未被词表收录的新学科、新技术中的重要术语和地区、人物、文献、产品及重要数据名称，也可作为关键词标出。中、英文关键词应一一对应。 5引言 引言的内容可包括研究的目的、意义、主要方法、范围和背景等。 应开门见山，言简意赅，不要与摘要雷同或成为摘要的注释，避免公式推导和一般性的方法介绍。引言的序号可以不写，也可以写为“ 0”，不写序号时“引言”二字可以省略。 6论文的正文部分 论文的正文部分系指引言之后，结论之前的部分，是论文的核心， 应按GB7713--87 的规定格式编写。 6.1层次标题