C言语中开平方的算法中要开平方的话，能够在头文件中加#include 。然后调sqrt（n）;函数即可。但在单片机中要开平方。能够用到下面算法：
算法1：
本算法只选用移位、加减法、判别和循环完结，由于它不需求浮点运算，也不需求乘除运算，因而能够很方便地运用到各种芯片上去。
咱们先来看看10进制下是怎么手艺核算开方的。
先看下面两个算式，
x = 10*p + q （1）
公式（1）左右平方之后得：
x^2 = 100*p^2 + 20pq + q^2 （2）
现在假定咱们知道x^2和p，期望求出q来，求出了q也就求出了x^2的开方x了。
咱们把公式（2）改写为如下格局：
q = （x^2 – 100*p^2）/（20*p+q） （3）
这个算式左右都有q，因而无法直接核算出q来，因而手艺的开方算法和手艺除法算法相同有一步需求猜值。
咱们来一个手艺核算的比如：核算1234567890的开方
首要咱们把这个数两位两位一组分隔，核算出最高位为3。也便是（3）中的p，最下面一行的334为余数，也便是公式（3）中的（x^2 – 100*p^2）近似值
3 ————— | 12 34 56 78 90 9 ————— | 3 34
下面咱们要找到一个0-9的数q使它最挨近满意公式（3）。咱们先把p乘以20写在334左面：
3 q ————— | 12 34 56 78 90 9 ————— 6q| 3 34
咱们看到q为5时（60+q*q）的值最挨近334，并且不超越334。所以咱们得到：
3 5 ————— | 12 34 56 78 90 9 ————— 65| 3 34 | 3 25 ————— 9 56
接下来便是重复上面的过程了，这儿就不再烦琐了。
这个手艺算法其实和10进制联系不大，因而咱们能够很简单的把它改为二进制，改为二进制之后，公式（3）就变成了：
q = （x^2 – 4*p^2）/（4*p+q） （4）
咱们来看一个比如，核算100（二进制1100100）的开方：
1 0 1 0 ————— | 1 10 01 00 1 ————— 100| 0 10 | 0 00 ————— | 10 011001| 10 01 ————— 0 00
这儿每一步不再是把p乘以20了，而是把p乘以4，也便是把p右移两位，而由于q的值只能为0或许1，所以咱们只需求判别余数（x^2 – 4*p^2）和（4*p+1）的巨细联系，假如余数大于等于（4*p+q）那么该上一个1，不然该上一个0。
下面给出完结的C言语程序，其间root表明p，rem表明每步核算之后的余数，divisor表明（4*p+1），经过a》》30取a的最高 2位，经过a《《=2将核算后的最高2位除掉。其间root的两次《《1相当于4*p。程序完全是依照手艺核算改写的，应该不难理解。
unsigned short sqrt（unsigned long a）{
unsigned long rem = 0;
unsigned long root = 0;
unsigned long divisor = 0;
for（int i=0; i《16; i++）{
root 《《= 1;
rem = （（rem 《《 2） + （a 》》 30））;
a 《《= 2;
divisor = （root《《1） + 1;
if（divisor 《= rem）{
rem -= divisor;
root++;
}
}
return （unsigned short）（root）;
}
算法2 ：单片机开平方的快速算法
由于作业的需求，要在单片机上完结开根号的操作。现在开平方的办法大部分是用牛顿
迭代法。我在查了一些材料今后找到了一个比牛顿迭代法愈加快速的办法。不敢独享，介
绍给我们，期望会有些协助。
1.原理
由于排版的原因，用pow（X，Y）表明X的Y次幂，用B［0］，B［1］，。..，B［m-1］表明一个序列，
其间［x］为下标。
假定：
B［x］，b［x］都是二进制序列，取值0或1。
M = B［m-1］*pow（2，m-1） + B［m-2］*pow（2，m-2） + 。.. + B［1］*pow（2，1） + B［0］*pow
（2，0）
N = b［n-1］*pow（2，n-1） + b［n-2］*pow（2，n-2） + 。.. + b［1］*pow（2，1） + n［0］*pow
（2，0）
pow（N，2） = M
（1） N的最高位b［n-1］能够依据M的最高位B［m-1］直接求得。
设 m 已知，由于 pow（2， m-1） 《= M 《= pow（2， m），所以 pow（2， （m-1）/2） 《= N 《=
pow（2， m/2）
假如 m 是奇数，设m=2*k+1，
那么 pow（2，k） 《= N 《 pow（2， 1/2+k） 《 pow（2， k+1），
n-1=k， n=k+1=（m+1）/2
假如 m 是偶数，设m=2k，
那么 pow（2，k） 》 N 》= pow（2， k-1/2） 》 pow（2， k-1），
n-1=k-1，n=k=m/2
所以b［n-1］完全由B［m-1］决议。
余数 M［1］ = M – b［n-1］*pow（2， 2*n-2）
（2） N的次高位b［n-2］能够选用试探法来确认。
由于b［n-1］=1，假定b［n-2］=1，则 pow（b［n-1］*pow（2，n-1） + b［n-1］*pow（2，n-2），
2） = b［n-1］*pow（2，2*n-2） + （b［n-1］*pow（2，2*n-2） + b［n-2］*pow（2，2*n-4）），
然后比较余数M［1］是否大于等于 （pow（2，2）*b［n-1］ + b［n-2］） * pow（2，2*n-4）。这种
比较只须依据B［m-1］、B［m-2］、。..、B［2*n-4］便可做出判别，其他低位不做比较。
若 M［1］ 》= （pow（2，2）*b［n-1］ + b［n-2］） * pow（2，2*n-4）， 则假定有用，b［n-2］ =
1；
余数 M［2］ = M［1］ – pow（pow（2，n-1）*b［n-1］ + pow（2，n-2）*b［n-2］， 2） = M［1］ –
（pow（2，2）+1）*pow（2，2*n-4）；
若 M［1］ 《 （pow（2，2）*b［n-1］ + b［n-2］） * pow（2，2*n-4）， 则假定无效，b［n-2］ =
0；余数 M［2］ = M［1］。
（3） 同理，能够从高位到低位逐位求出M的平方根N的各位。
运用这种算法核算32位数的平方根时最多只须比较16次，并且每次比较时不用把M的各位逐
一比较，尤其是开始时比较的位数很少，所以耗费的时刻远低于牛顿迭代法。
2. 完结代码
这儿给出完结32位无符号整数开方得到16位无符号整数的C言语代码。
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/****************************************/
/*FuncTIon： 开根号处理 */
/*进口参数：被开方数，长整型 */
/*出口参数：开方成果，整型 */
/****************************************/
unsigned int sqrt_16（unsigned long M）
{
unsigned int N， i;
unsigned long tmp， ttp; // 成果、循环计数
if （M == 0） // 被开方数，开方成果也为0
return 0;
N = 0;
tmp = （M 》》 30）; // 获取最高位：B［m-1］
M 《《= 2;
if （tmp 》 1） // 最高位为1
{
N ++; // 成果当时位为1，不然为默许的0
tmp -= N;
}
for （i=15; i》0; i–） // 求剩下的15位
{
N 《《= 1; // 左移一位
tmp 《《= 2;
tmp += （M 》》 30）; // 假定
ttp = N;
ttp = （ttp《《1）+1;
M 《《= 2;
if （tmp 》= ttp） // 假定建立
{
tmp -= ttp;
N ++;
}
}
return N;
}
以上都是网络查找的材料，有些不流畅难明，不过在实践运用中能够运用这些算法。
