Как настроить хронологию в гугл карты. История местоположения Google – все варианты активации, отключения и очистки
Как мы уже видели на примере быстрой сортировки, большую часть рекурсивных алгоритмов можно усовершенствовать, обрабатывая файлы небольших размеров специальным образом. В силу рекурсивного характера функции часто вызываются именно для небольших файлов, поэтому улучшение их обработки приводит к улучшению всего алгоритма. Следовательно, как и для быстрой сортировки, переключение на сортировку вставками подфайлов небольших размеров даст улучшение времени выполнения типичной реализации сортировки слиянием на 10-15%.
Следующее полезное усовершенствование - это устранение времени копирования данных во вспомогательный массив, используемый слиянием. Для этого следует так организовать рекурсивные вызовы, что на каждом уровне процесс вычисления меняет ролями входной и вспомогательный массивы. Один из способов реализации такого подхода заключается в создании двух вариантов программ: одного для входных данных в массиве aux и выходных данных в массиве a, а другого - для входных данных в массиве a и выходных данных в массиве aux, обе эти версии поочередно вызывают одна другую. Другой подход продемонстрирован в программе 8.4, которая вначале создает копию входного массива, а затем использует программу 8.1 и переключает аргументы в рекурсивных вызовах, устраняя таким образом операцию явного копирования массива. Вместо нее программа поочередно переключается между выводом результата слияния то во вспомогательный, то во входной файл. (Это достаточно хитроумная программа.)
Программа 8.4. Сортировка слиянием без копирования
Данная рекурсивная программа сортирует массив b, помещая результат сортировки в массив a. Поэтому рекурсивные вызовы написаны так, что их результаты остаются в массиве b, а для их слияния в массив a используется программа 8.1. Таким образом, все пересылки данных выполняются во время слияний.
template
Данный метод позволяет избежать копирования массива ценой возвращения во внутренний цикл проверок исчерпания входных файлов. (Вспомните, что устранение этих проверок в программе 8.2 преобразовало этот файл во время копирования в бито-нический.) Положение можно восстановить с помощью рекурсивной реализации той же идеи: нужно реализовать две программы как слияния, так и сортировки слиянием: одну для вывода массива по возрастанию, а другую - для вывода массива по убыванию. Это позволяет снова использовать битоническую стратегию и устранить необходимость в сигнальных ключах во внутреннем цикле.
Поскольку при этом используются четыре копии базовых программ и закрученные рекурсивные переключения аргументов, такая супероптимизация может быть рекомендована только экспертам (ну или студентам), но все-таки она существенно ускоряет сортировку слиянием. Экспериментальные результаты, которые будут рассмотрены в разделе 8.6, показывают, что сочетание всех предложенных выше усовершенствований ускоряет сортировку слиянием процентов на 40, однако все же она процентов на 25 медленнее быстрой сортировки. Эти показатели зависят от реализации и от машины, но в разных ситуациях результаты похожи.
Другие реализации слияния, использующие явные проверки исчерпания первого файла, могут привести к более (но не очень) заметным колебаниям времени выполнения в зависимости от характера входных данных. Для случайно упорядоченных файлов после исчерпания подфайла размер другого подфайла будет небольшим, а затраты на пересылку во вспомогательный файл все так же пропорциональны размеру этого подфайла. Можно еще попытаться улучшить производительность сортировки слиянием в тех случаях, когда файл в значительной степени упорядочен, и пропускать вызов merge при полной упорядоченности файла, однако для многих типов файлов данная стратегия неэффективна.
Упражнения
8.16. Реализуйте абстрактное обменное слияние, использующее дополнительный объем памяти, пропорциональный размеру меньшего из сливаемых файлов. (Этот метод должен сократить наполовину потребность сортировки в памяти.)
8.17. Выполните сортировку слиянием больших случайно упорядоченных файлов и экспериментально определите среднюю длину другого подфайла на момент исчерпания первого подфайла как функцию от N (сумма длин двух сливаемых подфайлов).
8.18. Предположим, программа 8.3 модифицирована так, что не вызывает метод merge при a[m] < a . Сколько сравнений экономится в этом случае, если сортируемый файл уже упорядочен?
8.19. Выполните модифицированный алгоритм, предложенный в упражнении 8.18, для больших случайно упорядоченных файлов. Экспериментально определите среднее количество пропусков вызова merge в зависимости от N (размер исходного сортируемого файла).
8.20. Допустим, что сортировка слиянием должна быть выполнена на h-сортированном файле для небольшого значения h. Какие изменения нужно внести в подпрограмму merge, чтобы воспользоваться этим свойством входных данных? Поэкспериментируйте с гибридами сортировки методом Шелла и сортировки слиянием, основанными на этой подпрограмме.
8.21. Разработайте реализацию слияния, уменьшающую требование дополнительной памяти до max(M, N/M) за счет следующей идеи. Разбейте массив на N/M блоков размером M (для простоты предположим, что N кратно M). Затем, (1) рассматривая эти блоки как записи, первые ключи которых являются ключами сортировки, отсортируйте их с помощью сортировки выбором, и (2) выполните проход по массиву, сливая первый блок со вторым, затем второй блок с третьим и так далее.
8.22. Докажите, что метод, описанный в упражнении 8.21, выполняется за линейное время.
8.23. Реализуйте битоническую сортировку слиянием без копирования.
Восходящая сортировка слиянием
Как было сказано в "Рекурсия и деревья" , у каждой рекурсивной программы имеется нерекурсивный аналог, который хотя и выполняет эквивалентные действия, но может делать это в другом порядке. Нерекурсивные реализации сортировки слиянием заслуживают детального изучения в качестве образцов философии алгоритмов " разделяй и властвуй " .
Рассмотрим последовательность слияний, выполняемую рекурсивным алгоритмом. Из примера, приведенного на рис. 8.2 , видно, что файл размером 15 сортируется следующей последовательностью слияний:
1-и-1 1-и-1 2-и-2 1-и-1 1-и-1 2-и-2 4-и-4
1-и-1 1-и-1 2-и-2 1-и-1 2-и-1 4-и-3 8-и-7.
Порядок выполнения слияний определяется рекурсивной структурой алгоритма. Но подфайлы обрабатываются независимо, поэтому слияния могут выполняться в различном порядке. На рис. 8.4 показана восходящая стратегия, при которой последовательность слияний такова:
1-и-1 1-и-1 1-и-1 1-и-1 1-и-1 1-и-1 1-и-1
2-и-2 2-и-2 2-и-2 2-и-1 4-и-4 4-и-3 8-и-7.
Рис.
8.4.
В каждой строке показан результат вызова метода merge при выполнении восходящей сортировки слиянием. Вначале выполняются слияния 1-и-1 : при слиянии A и S получается A S ; при слиянии O и R получается O R и т.д. Из-за нечетности размера файла последнее E не принимает участие в слиянии. На втором проходе выполняются слияния 2-и-2 : A S сливается с O R , и получается A O R S и т.д., до последнего слияния 2-и-1 . После этого выполняются слияния 4-и-4 , 4-и-3 и завершающее 8-и-7 .
В обоих случаях выполняются семь слияний 1-и-1 , три слияния 2-и-2 и по одному слиянию 2-и-1, 4-и-4, 4-и-3 и 8-и-7 , но они выполняются в различном порядке. Восходящая стратегия предлагает сливать наименьшие из оставшихся файлов, проходя по массиву слева направо.
Последовательность слияний, выполняемая рекурсивным алгоритмом, определяется деревом " разделяй и властвуй " , показанным на рис. 8.3 : мы просто выполняем обратный проход по этому дереву. Как было показано в "Элементарные структуры данных" , можно разработать нерекурсивный алгоритм, использующий явный стек, который даст ту же последовательность слияний. Однако совсем не обязательно ограничиваться только обратным порядком: любой проход по дереву, при котором обход поддеревьев узла завершается перед посещением самого узла, дает правильный алгоритм. Единственное ограничение заключается в том, что сливаемые файлы должны быть предварительно отсортированы. В случае сортировки слиянием удобно сначала выполнять все слияния 1-и-1 , затем все слияния 2-и-2 , затем все 4-и-4 , и так далее. Такая последовательность соответствует обходу дерева по уровням, который поднимается по дереву снизу вверх.
В "Рекурсия и деревья" мы уже видели на нескольких приме -рах, что при рассуждении в стиле снизу-вверх имеет смысл переориентировать мышление в сторону стратегии " объединяй и властвуй " , когда сначала решаются небольшие подзадачи, а затем они объединяются для получения решения большей задачи. В частности, нерекурсивный вариант вида " объединяй и властвуй " сортировки слиянием в программе 8.5 получается следующим образом: вначале все элементы файла рассматриваются как упорядоченные подсписки длиной 1. Потом для них выполняются слияния 1-и-1 , и получаются упорядоченные подсписки размером 2, затем выполняется серия слияний 2-и-2 , что дает упорядоченные подсписки размером 4, и так далее до упорядочения всего списка. Если размер файла не является степенью 2, то последний подсписок не всегда имеет тот же размер, что и все другие, но его все равно можно слить.
Если размер файла является степенью 2, то множество слияний, выполняемых восходящей сортировкой слиянием, в точности совпадает с множеством слияний, выполняемым рекурсивной сортировкой слиянием, однако последовательность слияний будет другой. Восходящая сортировка слиянием соответствует обходу дерева " разделяй и властвуй " по уровням, снизу вверх. В противоположность этому, рекурсивный алгоритм называется нисходящей сортировкой слиянием - в силу обратного обхода дерева сверху вниз.
Если размер файла не равен степени 2, восходящий алгоритм дает другое множество слияний, как показано на рис. 8.5 . Восходящий алгоритм соответствует дереву " объединяй и властвуй " (см. упражнение 5.75), отличному от дерева " разделяй и властвуй " , которое соответствует нисходящему алгоритму. Можно сделать так, чтобы последовательность слияний, выполняемых рекурсивным методом, была такой же, как и для нерекурсивного метода, однако для этого нет особых причин, поскольку разница в производительности невелика по отношению к общим затратам.
Рис. 8.5.
Если размер файла не равен степени 2, то структуры слияний для восходящей сортировки слиянием совершенно не похожи на структуры слияний для нисходящей сортировки ( рис. 8.3). При восходящей сортировке размеры всех файлов (возможно, за исключением последнего) равны степени 2. Эти различия помогают понять базовую структуру алгоритмов, но почти не влияют на производительность.
Леммы 8.1-8.4 справедливы и для восходящей сортировки слиянием, при этом имеют место следующие дополнительные леммы:
Лемма 8.5. Все слияния на каждом проходе восходящей сортировки слиянием манипулируют файлами, размер которых равен степени 2, за исключением, возможно, размера последнего файла.
Это факт легко доказать методом индукции.
Лемма 8.6. Количество проходов при восходящей сортировке слиянием по файлу из N элементов в точности равно числу битов в двоичном представлении N (без ведущих нулей). Размер подсписков после к проходов равен 2 k , т.к. на каждом проходе восходящей сортировки слиянием размер упорядоченных подфайлов удваивается. Значит, количество проходов, необходимое для сортировки файла из N элементов, есть наименьшее к такое, что , что в точности равно , т.е. количеству битов в двоичном представлении N. Этот результат можно доказать и методом индукции или с помощью анализа структурных свойств деревьев " объединяй и властвуй " . ¦
Программа 8.5. Восходящая сортировка слиянием
Восходящая сортировка слиянием состоит из последовательности проходов по всему файлу с выполнением слияний вида m-и-m и с удвоением m на каждом проходе. Последний подфайл имеет размер m лишь тогда, когда размер файла является четным кратным m, так что последнее слияние имеет тип m-и-х , для некоторого х, меньшего или равного m.
Подводя итоги, отметим, что нисходящая и восходящая сортировки - это два простых алгоритма сортировки, основанных на операции слияния двух упорядоченных подфайлов в результирующий объединенный упорядоченный файл. Оба алгоритма тесно связаны между собой и даже выполняют одно и то же множество слияний, если размер исходного файла является степенью 2, но они отнюдь не идентичны. На рис. 8.7 демонстрируются различия динамических характеристик алгоритмов на примере большого файла. Каждый алгоритм может использоваться на практике, если экономия памяти не важна, и желательно гарантированное время выполнения в худшем случае. Оба алгоритма представляют интерес как прототипы общих принципов построения алгоритмов: " разделяй и властвуй " и " объединяй и властвуй " .
Рис. 8.7.
Восходящая сортировка слиянием (слева) выполняет серию проходов по файлу, которые сливают упорядоченные подфайлы, пока не останется только один. Каждый элемент файла, за исключением, возможно, последнего, участвует в каждом проходе. В отличие от этого, нисходящая сортировка слиянием (справа) вначале упорядочивает первую половину файла, а затем берется за вторую половину (рекурсивно), поэтому диаграмма ее работы существенно отличается.
Упражнения
8.24. Покажите, какие слияния выполняет восходящая сортировка слиянием (программа 8.5) для ключей E A S Y Q U E S T I O N .
8.25. Реализуйте восходящую сортировку слиянием, которая начинает с сортировки вставками блоков по M элементов. Определите эмпирическим путем значение M, для которого разработанная программа быстрее всего сортирует произвольно упорядоченные файлы из N элементов, при N = 10 3 , 10 4 , 10 5 и 10 6 .
8.26. Нарисуйте деревья, которые отображают слияния, выполняемые программой 8.5 для N = 16, 24, 31, 32, 33 и 39 .
8.27. Напишите программу рекурсивной сортировки слиянием, выполняющую те же слияния, что и восходящая сортировка слиянием.
8.28. Напишите программу восходящей сортировки слиянием, выполняющую те же слияния, что и нисходящая сортировка слиянием. (Это упражнение намного труднее, чем упражнение 8.27).
8.29. Предположим, что размер файла является степенью 2. Удалите рекурсию из нисходящей сортировки слиянием так, чтобы получить нерекурсивную сортировку слиянием, выполняющую ту же последовательность слияний.
8.30. Докажите, что количество проходов, выполняемых нисходящей сортировкой слиянием, также равно количеству битов в двоичном представлении числа N (см. лемму 8.6).
Кто-то сказал однажды, что
...any scientist who couldn"t explain to an eight-year-old what he was doing was a charlatan.
Оказывается, это был Курт Воннегут.
Я не стремился доказать это высказывание. Я стремился опровергнуть свою тупость.
Допустим у нас есть два массива чисел, отсортированных по возрастанию.
Int a1 = new int {21, 23, 24, 40, 75, 76, 78, 77, 900, 2100, 2200, 2300, 2400, 2500};
int a2 = new int {10, 11, 41, 50, 65, 86, 98, 101, 190, 1100, 1200, 3000, 5000};
Необходимо слить их в один упорядоченный массив.
Int a3 = new int;
Это задача для сортировки слиянием.
Что это такое? В интернете есть ответ, есть описание алгоритма, но я его не понял с одного присеста и решил разобраться сам. Для этого необходимо понять базовый принцип алгоритма, чтобы можно было по памяти воссоздать алгоритм применительно к своей задаче.
Начали за здравие
Давайте пойдем постепенно и воспользуемся тем, что лежит на поверхности: будем брать поочередно по одному элементу из каждого массива, сравнивать их и «сливать» в один массив. Меньший элемент будем ставить первым, больший – вторым. Тогда после первого прохода все нормально:10, 21
А после второго прохода уже не очень:
10, 21, 11, 23
Понятно, что надо сравнивать элементы еще и с уже добавленными.
Начнем еще раз
Пусть у нас будет некий временный буфер из сравниваемых на каждом шаге элементов. После первого прохода в него попадут 21 и 10. После сравнения мы переместим из буфера в результирующий массив меньший элемент 10 и оставим больший элемент 21, потому что не знаем, что будет за ним.После второго прохода в буфере будет 21, 23 и 11. Что с ними делать – непонятно, сравнить более двух элементов можно, но уже не так просто.
Давайте тогда условимся, что будем брать в этот буфер по одному элементу от каждого массива. Так как проще сравнивать два элемента между собой, да и вообще у нас две сущности – два массива. Тогда после второго прохода в буфере будет 21 и 11, потому что «представитель» первого массива в буфере уже есть – это 21. Сравниваем их и меньший отправляем в результирующий массив. Тогда после второго прохода будем иметь в результирующем массиве:
10, 11
А в буфере – 21.
На третьем проходе берем в буфер из второго массива 41, потому что «представитель» первого массива в буфере так и остался. Сравниваем 21 и 41, и наконец-то убираем из буфера 21.
После третьего прохода будем иметь в результирующем массиве:
10, 11, 21
На четвертом проходе будем сравнивать два значения из буфера - 41 и 23. В результирующем массиве будет:
10, 11, 21, 23
То есть только сейчас – на четвертом, а не на втором проходе - результат получился правильным. Получается, что в цикле надо помнить текущий индекс для каждого массива, а сам цикл может быть длиной равной сумме длин массивов.
Подходим к концу, но вдруг
Что будем делать, когда результирующий массив будет состоять из:10, 11, 21, 23, 24, 40, 41, 50, 65, 75, 76, 78, 77, 86, 98, 101, 190, 900, 1100, 1200, 2100, 2200, 2300, 2400, 2500,
В буфере будет 3000 из второго массива, а в первом - все элементы кончатся? Так как массивы у нас отсортированы, то просто берем 3000 из буфера и оставшееся 5000. То есть нужно для каждого индекса выполнять проверку – не превысили ли мы количество элементов в каждом из массивов.
Усложним задачу
А если у нас не отсортированные массивы? Обычно задача сводится к тому, чтобы отсортировать один массив. Тогда сортировка слиянием тоже может быть использована.Пусть первый массив (для примера возьмем из него несколько элементов) имеет следующее расположение элементов:
2100, 23, 40, 24, 2, 1.
Будем его сортировать. Раз легче сравнивать по два элемента, то разобьем поровну массив на два:
2150, 23, 40
и
24, 2, 1.
Получится по три элемента. Много! Разобьем поровну каждый массив, получится четыре массива:
2100, 23
40
24, 2
1
Отсортируем теперь каждый из массивов простым сравнением первого и второго элементов (там где они есть):
23, 2100
40
2, 24
1
И будем сливать обратно по предыдущему алгоритму – через буфер. После первого слияния получим два массива:
23, 40, 2100
1, 2, 24
И снова сливаем – уже в один массив:
1, 2, 23, 24, 40, 2100
Так мы отсортировали слиянием массив.
В сухом остатке
Таким образом, сортировка слиянием подразумевает разбиение массива поровну до тех пор пока из одного массива не получится несколько мелких - размером не более двух элементов. Два элемента легко сравнить между собой и упорядочить в зависимости от требования: по возрастанию или убыванию.После разбиения следует обратное слияние, при котором в один момент времени (или за проход цикла) выбираются по одному элементу от каждого массива и сравниваются между собой. Наименьший (или наибольший) элемент отправляется в результирующий массив, оставшийся элемент остается актуальным для сравнения с элементом из другого массива на следующем шаге.
Выразим в коде (Java)
Пример сортировки по возрастанию двух отсортированных массивов:Int a1 = new int {21, 23, 24, 40, 75, 76, 78, 77, 900, 2100, 2200, 2300, 2400, 2500};
int a2 = new int {10, 11, 41, 50, 65, 86, 98, 101, 190, 1100, 1200, 3000, 5000};
int a3 = new int;
int i=0, j=0;
for (int k=0; k
Здесь:
A1 и a2 – массивы, которые надо слить;
a3 – результирующий массив;
i и j – индексы для массивов a1 и a2 соответственно, которые указывают на текущие элементы на каждом шаге и образуют тот самый буфер.
Первые два условия проверяют, что бы индексы не вышли за переделы количества элементов в массивах. Третье и четвертое условия обеспечивают перемещение в массив наименьшего элемента из первого массива и из второго соответственно.
Функция сортировки слиянием
Оформим приведенный код как рекурсивную функцию, которая станет разделять массивы до тех пор, пока это возможно, с параметрами, соответствующими целому массиву при первом вызове, его половинам при втором и третьем вызовах и т. д.Private void SortUnsorted(int a, int lo, int hi) {
if (hi <= lo)
return;
int mid = lo + (hi - lo) / 2;
SortUnsorted(a, lo, mid);
SortUnsorted(a, mid + 1, hi);
int buf = Arrays.copyOf(a, a.length);
for (int k = lo; k <= hi; k++)
buf[k] = a[k];
int i = lo, j = mid + 1;
for (int k = lo; k <= hi; k++) {
if (i > mid) {
a[k] = buf[j];
j++;
} else if (j > hi) {
a[k] = buf[i];
i++;
} else if (buf[j] < buf[i]) {
a[k] = buf[j];
j++;
} else {
a[k] = buf[i];
i++;
}
}
}
Здесь:
A – массив;
lo – позиция первого элемента в массиве (для первой итерации = 0);
hi – позиция последнего элемента в массиве (для первой итерации = a.length - 1).
Если Вы часто используете Google Карты, то наверняка знаете (а может и нет), что они хранят подробную историю обо всех местах, где Вы были, независимо от того, используете ли Вы навигацию или нет. Мы расскажем, как удалить эти данные.
Google Карты сохраняют Вашу историю путешествий в нескольких разных местах: «Хронология» и «История карт». «Хронология» — это очень подробное описание того где Вы были, даже если Вы не использовали навигацию, чтобы добраться туда (да, Ваш телефон отслеживает каждый Ваш шаг). «История карт» — это только те места, которые Вы использовали для навигации.
Как изменить или удалить отдельные записи из хронологии Google Карт
В данной статье я использую Android, но шаги для iOS точно такие же. Чтобы получить доступ к хронологии запустите Google Карты и сделайте свайп вправо или нажмите на три полосы в верхнем левом углу, чтобы открыть меню. Выберите «Хронология».
Представление по умолчанию — это мини-карта в верхней части экрана и просмотр Ваших последних мест внизу. Чтобы отредактировать (или удалить) любое из этих местоположений, просто нажмите на запись.
Отсюда Вы можете отредактировать запись, нажав кнопку «Изменить», что позволит Вам изменить время и указать точное местоположение, если оно неточно.
Чтобы удалить запись нажмите на иконку корзины в правом верхнем углу. Появится всплывающее окно в котором необходимо подтвердить удаление записи.
Как остановить (и удалить все) отслеживание истории местоположений в Google Картах
Вам не обязательно удалять каждую запись отдельно. Вы можете удалить все Ваши данные из хронологии.
Находясь в «Хронологии» нажмите три точки в правом верхнем углу, затем выберите «Настройки».
На самом деле довольно сложно полностью отключить хронологию, потому что это может негативно повлиять на другие аспекты навигации. Но если Вы хотите убрать записи из хронологии, то перейдите к нижней части страницы настроек хронологии и отключите опцию «История местоположений включена».
Вы можете отключить историю местоположений для конкретного устройства или совсем — просто нажмите соответствующий переключатель. Верхний переключатель отключит отслеживание истории местоположений на всех устройствах, а переключатель рядом с именем устройства просто отключит его на этом конкретном устройстве.
Вы также можете удалить свою историю местоположений, если хотите. Это можно сделать двумя способами: «Удалить всю историю местоположений» или «Удалить часть истории местоположений». Это два последних параметра на странице настроек хронологии.
Чтобы удалить всю историю местоположений нажмите на этот пункт. Появится предупреждение о том, что это действие нельзя отменить, и это может повлиять на приложения, которые используют Вашу историю местоположений. Если Вы согласны, то поставьте галочку в поле «Да, удалить» и нажмите «Удалить».
Если Вы хотите удалить историю местоположений только за период, то выберите пункт «Удалить часть истории местоположений». Укажите дату начала периода и дату окончания и нажмите «Продолжить».
Снова появится предупреждение, поставьте галочку в поле «Да, удалить» и нажмите «Удалить».
Как удалить историю навигации
Удаление истории навигации немного сложнее, потому что нет возможности удалить все одним нажатием — Вы можете удалять только отдельные записи.
Сначала запустите Google Карты. Откройте меню, сделав свайп вправо или нажав три полоски в левом верхнем углу. Прокрутите меню вниз, там Вы увидите пункт «Настройки», нажмите на него.
Здесь найдите и нажмите на пункт «История».
Здесь Вы увидите все маршруты, которыми пользовались при навигации. Невозможно сразу очистить все данные, поэтому Вам придется удалять их по отдельности, нажимая X с правой стороны.
После нажатия на X Вы получите небольшое предупреждение о том, что эта запись будет удалена из истории Карт. Подтвердите удаление, нажав на кнопку «Удалить».
История местоположений - Смотрите подробную историю движения для любого отслеживаемого мобильного устройства
История местоположений показывает вам полную и точную историю движения для любого из ваших контролируемых устройств.
- Сложная технология отслеживания мобильных устройств находит и постоянно контролирует ваши целевые устройства.
- Наша система предоставляет свежие данные о местоположении каждые 5 минут.
- Смотрите данные о местоположении для всех ваших отслеживаемых номеров на одной подробной карте.
- PL полностью автоматический, режим отслеживания работает без установки программного обеспечения на целевом устройстве.
- Получите полную историю местоположения, даже когда устройства выключены или вне зоны действия сети.
Мгновенно превратить любой мобильный телефон или планшет в устройство слежения
Ознакомиться с маршрутом и истории место для тех, кто, по какой-либо причине, будь то для личного или коммерческого использования. Если у вас есть мобильный номер человека вы можете отслеживать их.
Получить точные данные о местоположении. Мы дома в на устройствах в точных 3-метрового диапазона. Когда вы вводите номер для отслеживания, вы увидите, что это место только через несколько минут. Это не становится лучше, чем это!
Мы храним данные о местоположении на наших серверах в течение 7 дней, давая вам беспрецедентную информацию о отслеживаемых движений, и позволяя вам получить доступ и просмотреть эту информацию в удобное для вас время.
Инструменты отслеживания PL никогда не взаимодействуют с целевыми устройствами. Мы определить места для вас, обнаруживая сигналы SIM-карты через GPS и сотовый телефон башня триангуляции. Из-за этого подхода, отслеживание всегда будет оставаться полностью невидимым.
Подпишитесь сегодня и получите скидку. Введите номер мобильного телефона, который вы хотите отслеживать, чтобы начать.
Загрузка...
