spfa讲义+前向星优化

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1、word资料下载可编辑SPFA算法  求单源最短路的SPFA算法的全称是:ShortestPathFasterAlgorithm。  SPFA算法是西南交通大学段凡丁于1994年发表的.  从名字我们就可以看出,这种算法在效率上一定有过人之处。  很多时候,给定的图存在负权边,这时类似Dijkstra等算法便没有了用武之地,而Bellman-Ford算法的复杂度又过高,SPFA算法便派上用场了。  简洁起见,我们约定有向加权图G不存在负权回路,即最短路径一定存在。当然,我们可以在执行该算法前做一次拓扑排序,以判断

2、是否存在负权回路,但这不是我们讨论的重点。  我们用数组d记录每个结点的最短路径估计值,而且用邻接表来存储图G。我们采取的方法是动态逼近法:设立一个先进先出的队列用来保存待优化的结点,优化时每次取出队首结点u,并且用u点当前的最短路径估计值对离开u点所指向的结点v进行松弛操作,如果v点的最短路径估计值有所调整,且v点不在当前的队列中,就将v点放入队尾。这样不断从队列中取出结点来进行松弛操作,直至队列空为止。  定理:只要最短路径存在,上述SPFA算法必定能求出最小值。  证明:每次将点放入队尾,都是经过松弛操作达

3、到的。(松弛操作专业技术资料word资料下载可编辑的原理是著名的定理:“三角形两边之和大于第三边”,在信息学中我们叫它三角不等式。所谓对i,j进行松弛,就是判定是否d[j]>d[i]+w[i,j],如果该式成立则将d[j]减小到d[i]+w[i,j],否则不动。)换言之,每次的优化将会有某个点v的最短路径估计值d[v]变小。所以算法的执行会使d越来越小。由于我们假定图中不存在负权回路,所以每个结点都有最短路径值。因此,算法不会无限执行下去,随着d值的逐渐变小,直到到达最短路径值时,算法结束,这时的最短路径估计值就

4、是对应结点的最短路径值。(证毕)  期望的时间复杂度O(ke),其中k为所有顶点进队的平均次数,可以证明k一般小于等于2。  实现方法:建立一个队列,初始时队列里只有起始点,在建立一个表格记录起始点到所有点的最短路径(该表格的初始值要赋为极大值,该点到他本身的路径赋为0)。然后执行松弛操作,用队列里有的点去刷新起始点到所有点的最短路,如果刷新成功且被刷新点不在队列中则把该点加入到队列最后。重复执行直到队列为空判断有无负环:如果某个点进入队列的次数超过N次则存在负环(SPFA无法处理带负环的图)在一幅图中,我们仅仅

5、知道结点A到结点E的最短路径长度是73,有时候意义不大。这附图如果是地图的模型的话,在算出最短路径长度后,我们总要说明“怎么走”才算真正解决了问题。如何在计算过程中记录下来最短路径是怎么走的,并在最后将它输出呢?专业技术资料word资料下载可编辑Path[]数组,Path[i]表示从S到i的最短路径中,结点i之前的结点的编号。注意,是“之前”,不是“之后”。最短路径算法的核心思想成为“松弛”,原理是三角形不等式,方法是上文已经提及的。我们只需要在借助结点u对结点v进行松弛的同时,标记下Path[v]=u,记录的工

6、作就完成了。 SPFA算法采用图的存储结构是邻接表,方法是动态优化逼近法。算法中设立了一个先进先出的队列Queue用来保存待优化的顶点,优化时从此队列里顺序取出一个点w,并且用w点的当前路径D[W]去优化调整其它各点的路径值D[j],若有调整,即D[j]的值改小了,就将J点放入Queue队列以待继续进一步优化。反复从Queue队列里取出点来对当前最短路径进行优化,直至队空不需要再优化为止,此时D数组里就保存了从源点到各点的最短路径值。下面举一个实例来说明SFFA算法是怎样进行的:设有一个有向图G={V,E},其中

7、,V={V0,V1,V2,V3,V4},E={,,,,,,}={2,10,3,7,4,5,6},见下图:算法执行时各步的Queue队的值和D数组的值由下表所示。专业技术资料word资料下载可编辑表一实例图SPFA算法执行的步骤及结果初始第一步第二步第三步第四步第五步queueDqueueDqueueDqueueDqueueDqueueDV00V10V40V20V300∞V42V22222∞∞5555∞∞∞∞99∞10

8、9999算法执行到第五步后,队Queue空,算法结束。源点V0到V1的最短路径为2,到V2的最短路径为5,到V3的最短路径为9,到V4的最短路径为9,结果显然是正确的。SPFA在形式上和宽度优先搜索非常类似,不同的是宽度优先搜索中一个点出了队列就不可能重新进入队列,但是SPFA中一个点可能在出队列之后再次被放入队列,也就是一个点改进过其它的点之后,过了一段时间可能本身被改

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