定义
所谓最短路径问题是指：如果从图中某一顶点（源点）到达另一顶点（终点）的路径可能不止一条，如何找到一条路径使得沿此路径上各边的权值总和（称为路径长度）达到最小。
下面我们介绍两种比较常用的求最短路径算法：
Dijkstra（迪杰斯特拉）算法
他的算法思想是按路径长度递增的次序一步一步并入来求取，是贪心算法的一个应用，用来解决单源点到其余顶点的最短路径问题。
算法思想
首先，我们引入一个辅助向量D，它的每个分量D[i]表示当前找到的从起始节点v到终点节点vi的最短路径的长度。它的初始态为：若从节点v到节点vi有弧，则D[i]为弧上的权值，否则D[i]为∞，显然，长度为D[j] = Min{D[i] | vi ∈V}的路径就是从v出发最短的一条路径，路径为(v, vi)。
那么，下一条长度次短的最短路径是哪一条呢？假设次短路径的终点是vk，则可想而知，这条路径或者是(v, vk)或者是(v, vj, vk)。它的长度或者是从v到vk的弧上的权值，或者是D[j]和从vj到vk的权值之和。
一般情况下，假设S为已知求得的最短路径的终点集合，则可证明：一下条最短路径（设其终点为x）或者是弧(v, x)或者是中间只经过S中的顶点而最后到达顶点x的路径。这可用反证法来证明，假设此路径上有一个顶点不在S中，则说明存在一条终点不在S中而长度比此路径短的路径。但是这是不可能的。因为，我们是按路径常度的递增次序来产生个最短路径的，故长度比此路径端的所有路径均已产生，他们的终点必定在S集合中，即假设不成立。
因此下一条次短的最短路径的长度是：D[j] = Min{D[i] | vi ∈ V - S}，其中，D[i]或者是弧(v, vi)的权值，或者是D[k](vk ∈ S)和弧(vk, vi)上权值之和。
算法描述
假设现要求取如下示例图所示的顶点V0与其余各顶点的最短路径：
我们使用Guava的ValueGraph作为该图的数据结构，每个顶点对应一个visited变量来表示节点是在V中还是在S中，初始时S中只有顶点V0。然后从nodes集合中遍历找出从V0出发到各节点路径最短的节点，并将该节点并入S中（即修改该节点的visited属性为true），此时就找到了一个顶点的最短路径。然后，我们看看新加入的顶点是否可以到达其他顶点，并且看看通过该顶点到达其他点的路径长度是否比从V0直接到达更短,如果是，则修改这些顶点的权值(即if (D[j] + arcs[j][k] < D[k]) then D[k] = D[j] + arcs[j][k])。然后又从{V - S}中找最小值，重复上述动作，直到所有顶点都并入S中。
第一步，我们通过ValueGraphBuilder构造图的实例，并输入边集：
MutableValueGraph graph = ValueGraphBuilder.directed()
.nodeOrder(ElementOrder.insertion())
.expectedNodeCount(10)
.build();
graph.putEdgeValue(V0, V2, 10);
graph.putEdgeValue(V0, V4, 30);
graph.putEdgeValue(V0, V5, 100);
graph.putEdgeValue(V1, V2, 5);
graph.putEdgeValue(V2, V3, 50);
graph.putEdgeValue(V3, V5, 10);
graph.putEdgeValue(V4, V3, 20);
graph.putEdgeValue(V4, V5, 60);
return graph;
初始输出结果如下：
nodes: [v0, v2, v4, v5, v1, v3],
edges: { v5>=100, v4>=30, v2>=10,
v3>=50, v5>=60, v3>=20, v2>=5,
v5>=10}
为了不破坏graph的状态，我们引入一个临时结构来记录每个节点运算的中间结果：
private static class NodeExtra {
public String nodeName; //当前的节点名称
public int distance; //开始点到当前节点的最短路径
public boolean visited; //当前节点是否已经求的最短路径（S集合）
public String preNode; //前一个节点名称
public String path; //路径的所有途径点
}
第二步，我们首先将起始点V0并入集合S中，因为他的最短路径已知为0：
startNode = V0;
NodeExtra current = nodeExtras.get(startNode);
current.distance = 0; //一开始可设置开始节点的最短路径为0
current.visited = true; //并入S集合
current.path = startNode;
current.preNode = startNode;
第三步，在当前状态下找出起始点V0开始到其他节点路径最短的节点：
NodeExtra minExtra = null; //路径最短的节点信息
int min = Integer.MAX_VALUE;
for (String notVisitedNode : nodes) {
//获取节点的辅助信息
NodeExtra extra = nodeExtras.get(notVisitedNode);
//不在S集合中，且路径较短
if (!extra.visited && extra.distance < min) {
min = extra.distance;
minExtra = extra;
}
}
第四步，将最短路径的节点并入集合S中：
if (minExtra != null) { //找到了路径最短的节点
minExtra.visited = true; //并入集合S中
//更新其中转节点路径
minExtra.path = nodeExtras.get(minExtra.preNode).path + " -> " + minExtra.nodeName;
current = minExtra; //标识当前并入的最短路径节点
}
第五步，更新与其相关节点的最短路径中间结果：
/**
* 并入新查找到的节点后，更新与其相关节点的最短路径中间结果
* if (D[j] + arcs[j][k] < D[k]) D[k] = D[j] + arcs[j][k]
*/
//只需循环当前节点的后继列表即可(优化)
Set successors = graph.successors(current.nodeName);
for (String notVisitedNode : successors) {
NodeExtra extra = nodeExtras.get(notVisitedNode);
if (!extra.visited) {
final int value = current.distance
+ graph.edgeValueOrDefault(current.nodeName,
notVisitedNode, 0); //D[j] + arcs[j][k]
if (value < extra.distance) { //D[j] + arcs[j][k] < D[k]
extra.distance = value;
extra.preNode = current.nodeName;
}
}
}
第六步，输出起始节点V0到每个节点的最短路径以及路径的途径点信息
Set keys = nodeExtras.keySet();
for (String node : keys) {
NodeExtra extra = nodeExtras.get(node);
if (extra.distance < Integer.MAX_VALUE) {
Log.i(TAG, startNode + " -> " + node + ": min: " + extra.distance
+ ", path: " + extra.path); //path在运算过程中更新
}
}
实例图的输出结果为：
v0 -> v0: min: 0, path: v0
v0 -> v2: min: 10, path: v0 -> v2
v0 -> v3: min: 50, path: v0 -> v4 -> v3
v0 -> v4: min: 30, path: v0 -> v4
v0 -> v5: min: 60, path: v0 -> v4 -> v3 -> v5
具体Dijkstra算法的示例demo实现，请参考：https://github.com/Jarrywell/GH-Demo/blob/master/app/src/main/java/com/android/test/demo/graph/Dijkstra.java
Floyd（弗洛伊德）算法
Floyd算法是一个经典的动态规划算法。是解决任意两点间的最短路径(称为多源最短路径问题)的一种算法，可以正确处理有向图或负权的最短路径问题。（动态规划算法是通过拆分问题规模，并定义问题状态与状态的关系，使得问题能够以递推（分治）的方式去解决，最终合并各个拆分的小问题的解为整个问题的解。）
算法思想
从任意节点i到任意节点j的最短路径不外乎2种可能：1)直接从节点i到节点j，2)从节点i经过若干个节点k到节点j。所以，我们假设arcs(i,j)为节点i到节点j的最短路径的距离，对于每一个节点k，我们检查arcs(i,k) + arcs(k,j) < arcs(i,j)是否成立，如果成立，证明从节点i到节点k再到节点j的路径比节点i直接到节点j的路径短，我们便设置arcs(i,j) = arcs(i,k) + arcs(k,j)，这样一来，当我们遍历完所有节点k，arcs(i,j)中记录的便是节点i到节点j的最短路径的距离。（由于动态规划算法在执行过程中，需要保存大量的临时状态（即小问题的解），因此它天生适用于用矩阵来作为其数据结构，因此在本算法中，我们将不使用Guava-Graph结构，而采用邻接矩阵来作为本例的数据结构）
算法分析及描述
假设现要求取如下示例图所示任意两点之间的最短路径：
我们以一个4x4的邻接矩阵（二维数组arcs[ ][ ]）作为图的数据结构。比如1号节点到2号节点的路径的权值为2，则arcs[1][2] = 2，2号节点无法直接到达4号节点，则arcs[2][4] = ∞(Integer.MAX_VALUE)，则可构造如下矩阵：
根据以往的经验，如果要让任意两个顶点（假设从顶点a到顶点b）之间的距离变得更短，唯一的选择就是引入第三个顶点（顶点k），并通过顶点k中转（a -> k ->b）才可能缩短顶点a到顶点b之间的距离。于是，现在的问题便分解为：求取某一个点k，使得经过中转节点k后，使得两点之间的距离可能变短，且还可能需要中转两个或者多个节点才能使两点之间的距离变短。比如图中的4号节点到3号节点（4 -> 3）的距离原本是12（arcs[4][3] = 12），如果在只通过1号节点时中转时（4 -> 1 ->3），距离将缩短为11（arcs[4][1] + arcs[1][3] = 5 + 6 = 11）。其实1号节点到3号节点也可以通过2号节点中转，使得1号到3号节点的路程缩短为5（arcs[1][2] + arcs[2][3] = 2 + 3 = 5），所以如果同时经过1号和2号两个节点中转的话，从4号节点到3号节点的距离会进一步缩短为10。于是，延伸到一般问题：
1、当不经过任意第三节点时，其最短路径为初始路径，即上图中的邻接矩阵所示。
2、当只允许经过1号节点时，求两点之间的最短路径该如何求呢？只需判断arcs[i][1]+arcs[1][j]是否比arcs[i][j]要小即可。arcs[i][j]表示的是从i号顶点到j号顶点之间的距离，arcs[i][1] + arcs[1][j]表示的是从i号顶点先到1号顶点，再从1号顶点到j号顶点的路程之和。循环遍历一遍二维数组，便可以获取在仅仅经过1号节点时的最短距离，实现如下：
for (int i = 1; i <= vexCount; i++) {
for (int j = 1; j < vexCount; j++) {
if (arcs[i][1] + arcs[1][j] < arcs[i][j]) {
arcs[i][j] = arcs[i][1] + arcs[1][j];
}
}
}
由于上述代码更新了两点之间经过1号节点的最短距离arcs[i][j]，因此，数组中每两个节点之间对应距离都是最短的。由于此时arcs[i][j]的结果已经保存了中转1号节点的最短路径，此时如果继续并入2号节点为中转节点，则是任意两个节点都经过中转节点1号节点和2号节点的最短路径，因为运算完中转1号节点时，arcs[i][j]的结果已经更新为中转1号节点的最短路径了。更一般的，继续并入下一个中转节点一直到vexCount个时，arcs[i][j]的结果保存的就是整个图中两点之间的最短路径了。这就是Floyd算法的描述，变成代码就是下面几行行：
for (int k = 1; k <= vexCount; k++) { //并入中转节点1,2,...vexCount
for (int i = 1; i <= vexCount; i++) {
for (int j = 1; j < vexCount; j++) {
if (arcs[i][k] + arcs[k][j] < arcs[i][j]) {
arcs[i][j] = arcs[i][k] + arcs[k][j];
path[i][j] = path[i][k]; //这里保存当前是中转的是哪个节点的信息
}
}
}
}
对应到示例图的中间运算结果如下：
print array step of 1: //并入1号节点的结果
0 2 6 4
∞ 0 3 ∞
7 9 0 1
5 7 11 0
print array step of 2: //并入2号节点的结果
0 2 5 4
∞ 0 3 ∞
7 9 0 1
5 7 10 0
print array step of 3: //并入3号节点的结果
0 2 5 4
10 0 3 4
7 9 0 1
5 7 10 0
print array step of 4: //并入4号节点（图最终两两节点之间的最短路径值）
0 2 5 4
9 0 3 4
6 8 0 1
5 7 10 0
虽然此时已求得了节点的最短路径，但结果却不能明显的表达最终最短路径是中转了哪些节点，因此这里对应到动态规划算法中的强项——算法过程中可以完全记录所有的中间结果。我们再定义一个二位数组path[][]，其大小规模对应arcs[][]，初始结果path[i][j] = j，表示节点i到节点j最后的中转节点是j。在运算中是在判断arcs[i][k]+arcs[k][j]比arcs[i][j]要小时，我们进一步更新为：path[i][j] = path[i][k]，即当前最短路径的最后中转节点是path[i][k]对应的节点（如果只允许中专一个节点时即为k，但中转多个节点时，需要对应上一步的中转节点，因此这里要指明是path[i][k]而不是k）。
于是我们通过向前递推path[][]数组，直到path[i][j]是目标节点。则可输出其中转节点，输出函数实现如下：
private void printPath(int arcs[][], int path[][], int vexCount) {
int temp;
for (int i = 1; i <= vexCount; i++) {
StringBuilder builder = new StringBuilder();
for (int j = 1; j <= vexCount; j++) { //遍历打印任意亮点的路径
builder.append(i).append("->").append(j)
.append(", weight: "). append(arcs[i][j])
.append(":").append(i);
temp = path[i][j];
while(temp != j) {
builder.append("->").append(temp);
temp = path[temp][j];
}
builder.append("->").append(j).append("\n");
}
Log.i(TAG, builder.toString());
}
}
对应示例图的最短路径的中转节点结果输出如下：
1->1, weight: 0, path: 1->1
1->2, weight: 2, path: 1->2
1->3, weight: 5, path: 1->2->3
1->4, weight: 4, path: 1->4
2->1, weight: 9, path: 2->3->4->1
2->2, weight: 0, path: 2->2
2->3, weight: 3, path: 2->3
2->4, weight: 4, path: 2->3->4
3->1, weight: 6, path: 3->4->1
3->2, weight: 8, path: 3->4->1->2
3->3, weight: 0, path: 3->3
3->4, weight: 1, path: 3->4
4->1, weight: 5, path: 4->1
4->2, weight: 7, path: 4->1->2
4->3, weight: 10, path: 4->1->2->3
4->4, weight: 0, path: 4->4
具体Floyd算法的示例demo实现，请参考：https://github.com/Jarrywell/GH-Demo/blob/master/app/src/main/java/com/android/test/demo/graph/Floyd.java
参考文档
《数据结构》（严蔚敏版）
http://developer.51cto.com/art/201403/433874.htm