学习图论（四）——最短路问题（留念）

该博客已更新到：单源最短路问题

学习时参考的博客：https://blog.csdn.net/qibofang/article/details/51594673

一、DFS或BFS搜索（单源最短路径）
思想：遍历所有从起点到终点的路径，选取一条权值最短的路径。
下面代码是参考博客中的代码，加上本人一些注释

void DFS(int u,int dist) //u 为当前节点； dist 为当前点到起点的距离 
{
	//min 表示目前起点到终点的最短距离，初始化为 无穷（用一个很大的数去表示） 
	if(dist>min) //当前距离已经大过目前起点终点的最短距离，没必要往下 
		return ;
	if(u==dest)  //到达目的地 
		if(min>dist)
		{
			min=dist;
			return ;
		} 
	for(int i=1;i<=n;++i)  //遍历每一条边，标记点 
	{
		//对于同一个点，edge[i][i] = 0，下面条件中让 edge[u][i]大于0，是为了防止陷入无限循环
		//即老是搜索同一个点。 
		if(edge[u][i]!=INF&&edge[u][i]&&!vis[i])
		{
			vis[i]=1;
			DFS(i,dist+edge[u][i]); //更新当前距离 
			vis[i]=0;
		}
	}
	return ;
}

二、弗洛伊德算法（多源最短路径）
思想：通过比较得出图中的任意两个点，依次通过0个，1个，2个…中介点所形成的路径中最短的那一条。
一开始如果两点（U和V）之间的路径（路径①）上没有其他点，那么这条路径必定是这两点过上的最短路径。现在如果两点之间有另外一条路径（路径②），该路径上存在第三个点（T），若这条路径比原来的路径①短，则将该路径②更新为U和V之前的最短路径，而这条路径②，是由U-T，T-U两条直接相连的路径构成。依次往下，当存在一条路径连接U、T、V且上面有第四个点时，在这条路径上U到V的距离是否更小？…

核心代码：
用了三层循环，时间复杂度较高
（这篇博文对弗洛伊德算法解释很详细：https://blog.csdn.net/qq_34374664/article/details/52261672）

void Floyd(int all) //all 共有多少节点 
{
	//三层循环表示的是：从 j 到 k 经过点 i 后 j和k之间的距离有没有缩小 
	for(int i=1;i<=all;++i)
		for(int j=1;j<=all;++j)
			for(int k=1;k<=all;++k)
				//最好加入 egde[j][i] 和 egde[i][k] 都小于inf的条件，防止数据爆掉 
				if(egde[j][k]>egde[j][i]+egde[i][k]) //判断借助中转点后，路程是否缩小 
					egde[j][k]=egde[j][i]+egde[i][k];  //每个 egde[i][j]都表示当前时刻下 i 到 j 的最短距离 
} 

使用Floyd算法后，二维数组edge表示的边都是两点之间的最短路，所以可以输出任意两点之间最短的路径。

三、迪杰斯特拉算法（单源最短路径）
思想： 通过 n-1 层循环，每一次，寻找距离起点最近的点，做标记（不再访问），然后用该点作为其他点到起点路径上的中介，更新其他点到起点之间的距离。即，假设起点为U，中介点为T，图上任意没有被标记过的点为V，判断U-V的距离是否大于U-T-V距离，是的话更新U-V的距离为U-T-V的距离。（用一个一维数组存放在图上其他点到起点的距离），这种对两点直接距离的更新称为松弛操作（记住一些专业名词对以后的阅读有好处）。然后再次从未标记的点中寻找和起点最近的点，做同样的操作，知道遍历所有的点。最终得到的 dist数组中存放的是图上任意点到起点的最短距离。

为什么可以实现找到最短路？
因为这个算法先是找到和起点直接相连的距离最短的点，在更新其他点到起点的距离的时候，都是利用已计算过和起点的最短距离的点作为中介点去比较，所以每次得到的必然都是最短距离。

void Dijkstra(int u)
{
	int min;//表示某一点到起点的最短距离
	int k;// k 记录为访问的点中距离起点最近的点
	for(int i=1; i<=n; ++i)
	{
		flag[i]=0;// flag 用于标记节点是否已经访问过；
		//dist 数组，存储图上各点到起点的距离
		dist[i]= edge[u][i]; // edge 存放的是两个节点之间的距离，若两个点之间没有边，则赋值为 INF（极大的数）
		pre[i] = 0; //pre 数组用来存储 最短路径中节点 i 的上一个节点是哪一个
	}
	flag[u]=1;//标记起点，没必要访问
	dist[u]=0;
	//开始Dijkstra算法，遍历 n-1次，即遍历除起点外其他所有的点
	for(int i=1; idist[j])
			{
				min=dist[j];
				k = j;
			}
		//相应的点后，更新图上其他点到起点的路径距离
		flag[k]=1;
		for(int j=1; j<=n; ++j)
			if(edge[k][j]!=INF)// k 和 j 之间存在边时
			{
				int temp = edge[k][j]+dis[k];  //i 到 j 的新路径
				if(!flag[j]&&temp

此处补充四个小概念：（N表示节点数，M表示边数）
①稀疏图：M远比N²小的图称为稀疏图
②稠密图：M相对较大的图称为稠密图
③大顶堆：堆顶元素最大的堆
④小顶堆：堆顶元素最小的堆

紫书上对该算法进行了优化并且封装，其中涉及优先队列的知识，基本思想一致，用优先队列只是进行了优化，使得即使是稠密图，使用该优化算法的速度也比用邻接矩阵的算法快。因为执行 push存在前提。
（用优先队列，是因为算法中d[i]越小，越应该先出队（每次先取和起点距离最近的点））
下面给出紫书把此算法封装成结构体的代码
链接所指大佬提供了迪杰斯特拉算法堆优化的另一种思路：不需要定义结构体重载 <，而是直接对距离取相反数

//把整个算法以及所用到的数据结构封装到一个结构体中
struct Dijkstra
{
	struct Edge
	{
		int from,to,dist;
		Edge(int u,int v,int d):from(u),to(v),dist(d) {}
	}; //存放边的结构体
	int n,m;
	vector edges;
	vector G[MAXN];
	bool done[MAXN];// 标记是否访问过
	int d[MAXN];//起点到各个点的距离
	int p[MAXN];// 记录最短路径

	void inti(int n)
	{
		this->n=n; //赋值节点数
		//清空操作，是为了可以重复使用此结构体
		for(int i=1; i<=n; ++i)
			G[i].clear();
		edges.clear();
	}

	void AddEdge(int f,int t,int d)
	{
		edges.push_back(Edge(f,t,d));
		m = edges.size(); //每次添加边后都把边数赋值给 m 最后得到总边数
		G[f].push_back(m-1);  //m-1是保存了 边在edges中的编号(下标)，可以通过此编号访问边
	}
	//定义一个结构体作为优先队列中的元素类型 

	struct HeapNode{
		int d,u; //d 是距离， u 是节点
		//表示优先级为从小到大 
		bool operator<(const HeapNode& a)const
		{
			return d>a.d; //小堆顶 
			//个人理解，队列的每次push操作都要根据优先级判断再放置队顶元素，
			//即是否 队顶<新入队元素的操作（STL默认操作是大根堆）
			//重载<运算符后使得比较结果颠倒，优先级变成从小到大
		}
	};
	//主算法 
	void dijkstra(int u)
	{
		priority_queue q; //创建一个优先队列 
		for(int i=1;i<=n;++i)
			d[i] = INF;
		d[u] = 0;//起点到起点的距离当然为0 
		memset(done,0,sizeof(done));
		HeapNode v(0,u); //起点 
		q.push(v);
		while(!q.empty())
		{
			v=q.top();
			q.pop();
			if(done[v.u]) //已经访问过的点不再访问 
				continue;
			done[v.u] = true;
			
			//可以省去done数组，改为 if(v.d!=d[v.u]) 防止节点重复扩展 
			
			//思路同，只是实现方式改变 
			for(int i=0;id[v.u]+e.dist)
				{
					d[e.to]=d[v.u]+e.dist;
					p[e.to]=v.u;
					q.push((HeapNode){d[e.to],e.to});
				}
			}
		}
	}
};

注意：迪杰斯特拉算法不可以求含有负权边的最短路！
具体原因等我搞明白了再写一篇博客。

四、Bellman-Ford（贝尔曼 - 福特）算法（单源最短路径，可以求解含负权边的图）
思想：（节点数N，边数M）进行至多N-1次循环，每一次都更新图上任意点到起点的距离（松弛操作）。其实个人觉得类似Dijkstra算法，对任意点到起点的距离进行更新，只是每一次都遍历所有边去更新。至多N-1次，是考虑了最坏的情况，即每一次遍历所有边，只有和起点相连的边得到更新 。

核心代码：

// u[i]和v[i] 分别存放第 i 条边的前后顶点，w[i]存放权值  
bool BellmanFord()
{
	for(int i=1;i<=n;++i)
		d[i]=(i==1?0:INF);
	//至多遍历  n-1 次
	//考虑最坏的情况，即每一次遍历所有边，只有和起点相连的边得到更新 
	for(int i=1;id[u[i]]+w[i])
			return false;
	return true;
}

参考此博客（https://www.cnblogs.com/xiu68/p/7993514.html）

此算法的缺点是效率不高。因为要进行N-1次循环，但可能在第一次就已经得到答案了，亦即是做了很多无用的工作。
下面是对该算法的改进，一般称为SPFA算法。
思想：在Bellman-Ford算法的基础上，使用队列保存待松弛的点，对每个出队的点，遍历跟它相邻的点，如果这两点间的边能够松弛且相邻点不在队列中，则把相邻点存入队列。（因为松弛操作可能对该相邻点的相邻点产生影响）

核心代码：

void SPFA()
{

	vector d(n+1,INF); //距离
	vector cnt(n+1,0); //记录每个点遍历的次数
	vector inq(n+1,0); //记录节点是否在队列内
	d[s]=0;
	cnt[s]=inq[s]=1;
	deque q(1,s);
	while(!q.empty())
	{
		int u=q.front(),i=0,to,dist;
		inq[u] = 0; //出队
		q.pop_front();
		for(; id[u]+dist)
			{
				d[to]=d[u]+dist; 
				if(!inq[to])  //如果点不在队列内再入队 
				{
					//若有负权环，则会无限循环下去，所以肯定有一个点遍历的次数大于 n 
					if(n==++cnt[to])return 0;  //判断是否为负权环
					inq[to]=1;
					//SLF优化：减少重复扩展的次数。
					if(!q.empty()&&d[to]

其中运用了SLF优化（关于此优化，好像还没有确切的证明，但实际运用上确实优化了不少，如果有读者知晓麻烦评论告知一下，多谢）
SLF优化：判断将要入队的节点到源点的距离是否比队首元素小，是的话插入队首，否则插入队尾。所以上面代码用了双向队列。这样做可能会减少原队首的某些邻接点或者一些本来没有SLF优化时需要入队的点的入队次数，即减少了扩展次数。但是存在反例使得使用了SLF优化反而使程序变慢。所以一般可以用，但不是绝对都能用。（我对此的理解还很浅薄）

学习、学好图论的路，还很长…