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SPFA 算法详解( 强大图解,不会都难!)&&spfa优化——深度优先搜索dfs

时间:2019-10-13 03:45:43来源:IT技术作者:seo实验室小编阅读:71次「手机版」
 

spfa

https://blog.csdn.net/muxidreamtohit/article/details/7894298

  适用范围:给定的图存在负权边,这时类似dijkstra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。 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,以判断是否存在负权回路,但这不是我们讨论的重点。算法思想:我们用数组d记录每个结点的最短路径估计值,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,再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,用队列里有的点作为起始点去刷新到所有点的最短路,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)

首先建立起始点a到其余各点的最短路径表格

首先源点a入队,当队列非空时:1、队首元素(a)出队,对以a为起始点的所有边的终点依次进行松弛操作(此处有b,c,d三个点),此时路径表格状态为:

在松弛时三个点的最短路径估值变小了,而这些点队列中都没有出现,这些点需要入队,此时,队列中新入队了三个结点b,c,d队首元素b点出队,对以b为起始点的所有边的终点依次进行松弛操作(此处只有e点),此时路径表格状态为:

在最短路径表中,e的最短路径估值也变小了,e在队列中不存在,因此e也要入队,此时队列中的元素为c,d,e队首元素c点出队,对以c为起始点的所有边的终点依次进行松弛操作(此处有e,f两个点),此时路径表格状态为:

在最短路径表中,e,f的最短路径估值变小了,e在队列中存在,f不存在。因此e不用入队了,f要入队,此时队列中的元素为d,e,f队首元素d点出队,对以d为起始点的所有边的终点依次进行松弛操作(此处只有g这个点),此时路径表格状态为:

在最短路径表中,g的最短路径估值没有变小(松弛不成功),没有新结点入队,队列中元素为f,g队首元素f点出队,对以f为起始点的所有边的终点依次进行松弛操作(此处有d,e,g三个点),此时路径表格状态为:

在最短路径表中,e,g的最短路径估值又变小,队列中无e点,e入队,队列中存在g这个点,g不用入队,此时队列中元素为g,e队首元素g点出队,对以g为起始点的所有边的终点依次进行松弛操作(此处只有b点),此时路径表格状态为:

在最短路径表中,b的最短路径估值又变小,队列中无b点,b入队,此时队列中元素为e,b队首元素e点出队,对以e为起始点的所有边的终点依次进行松弛操作(此处只有g这个点),此时路径表格状态为:

在最短路径表中,g的最短路径估值没变化(松弛不成功),此时队列中元素为b队首元素b点出队,对以b为起始点的所有边的终点依次进行松弛操作(此处只有e这个点),此时路径表格状态为:

在最短路径表中,e的最短路径估值没变化(松弛不成功),此时队列为空了

最终a到g的最短路径为14

SPFA(Shortest Path faster Algorithm) [图的存储方式为邻接表]

是Bellman-Ford算法的一种队列实现,减少了不必要的冗余计算。

算法大致流程是用一个队列来进行维护。 初始时将源加入队列。 每次从队列中取出一个元素,

并对所有与他相邻的点进行松弛,若某个相邻的点松弛成功,则将其入队。 直到队列为空时算法结束。

它可以在O(kE)的时间复杂度内求出源点到其他所有点的最短路径,可以处理负边。

SPFA 在形式上和BFS非常类似,不同的是BFS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

身被改进,于是再次用来改进其它的点,这样反复迭代下去。

判断有无负环:如果某个点进入队列的次数超过V次则存在负环(SPFA无法处理带负环的图)。

SPFA算法有两个优化算法 SLF 和 LLL:

SLF:Small Label First 策略,设要加入的节点是j,队首元素为i,若dist(j)<dist(i),则将j插入队首,

否则插入队尾。

LLL:Large Label Last 策略,设队首元素为i,队列中所有dist值的平均值为x,若dist(i)>x则将i插入

到队尾,查找下一元素,直到找到某一i使得dist(i)<=x,则将i出对进行松弛操作。

引用网上资料,SLF 可使速度提高 15 ~ 20%;SLF + LLL 可提高约 50%。

在实际的应用中SPFA的算法时间效率不是很稳定,为了避免最坏情况的出现,通常使用效率更加稳定的dijkstra算法

求单源最短路的SPFA算法的全称是:Shortest Path Faster Algorithm。 

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。有人称spfa算法是最短路的万能算法。

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,以判断是否存在负权回路。

我们用数组dis记录每个结点的最短路径估计值,可以用邻接矩阵或邻接表来存储图G,推荐使用邻接表。

spfa的算法思想(动态逼近法):

设立一个先进先出的队列q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。 

松弛操作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。所谓对结点i,j进行松弛,就是判定是否dis[j]>dis[i]+w[i,j],如果该式成立则将dis[j]减小到dis[i]+w[i,j],否则不动。 

下面举一个实例来说明SFFA算法是怎样进行的:

           

和广搜bfs的区别:

SPFA 在形式上和广度(宽度)优先搜索非常类似,不同的是bfs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进(重新入队),于是再次用来改进其它的点,这样反复迭代下去。

void  spfa(s);  //求单源点s到其它各顶点的最短距离
    for i=1 to n do { dis[i]=∞; vis[i]=false; }   //初始化每点到s的距离,不在队列
    dis[s]=0;  //将dis[源点]设为0
    vis[s]=true; //源点s入队列
    head=0; tail=1; q[tail]=s; //源点s入队, 头尾指针赋初值
    while head<tail do {
       head+1;  //队首出队
       v=q[head];  //队首结点v
       vis[v]=false;  //释放对v的标记,可以重新入队
       for 每条边(v,i)  //对于与队首v相连的每一条边
  	  if (dis[i]>dis[v]+a[v][i])  //如果不满足三角形性质
	 	dis[i] = dis[v] + a[v][i]   //松弛dis[i]
		if (vis[i]=false) {tail+1; q[tail]=i; vis[i]=true;} //不在队列,则加入队列
    } 
最短路径本身怎么输出?

在一个图中,我们仅仅知道结点A到结点E的最短路径长度,有时候意义不大。这个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?

我们定义一个path[]数组,path[i]表示源点s到i的最短路程中,结点i之前的结点的编号(父结点),我们在借助结点u对结点v松弛的同时,标记下path[v]=u,记录的工作就完成了。

如何输出呢?我们记录的是每个点前面的点是什么,输出却要从最前面到后面输出,这很好办,递归就可以了: 

c++ code:
void printpath(int k){
	if (path[k]!=0) printpath(path[k]);
	cout << k << ' ';
}

pascal code:
procedure printpath(k:longint);
  begin
    if path[k]<>0 then printpath(path[k]);
    write(k,' ');
  end;

spfa算法模板(邻接矩阵): c++ code: void spfa(int s){ for(int i=0; i<=n; i++) dis[i]=99999999; //初始化每点i到s的距离 dis[s]=0; vis[s]=1; q[1]=s; 队列初始化,s为起点 int i, v, head=0, tail=1; while (head<tail){ 队列非空 head++; v=q[head]; 取队首元素 vis[v]=0; 释放队首结点,因为这节点可能下次用来松弛其它节点,重新入队 for(i=0; i<=n; i++) 对所有顶点 if (a[v][i]>0 && dis[i]>dis[v]+a[v][i]){ dis[i] = dis[v]+a[v][i]; 修改最短路 if (vis[i]==0){ 如果扩展结点i不在队列中,入队 tail++; q[tail]=i; vis[i]=1; } } } } pascal code: procedure spfa(s:longint); var i,j,v,head,tail:longint; begin for i:=0 to n do dis[i]:=99999999; dis[s]:=0; vis[s]:=true; q[1]:=s; head:=0;tail:= 1; while head<tail do begin inc(head); v:=q[head]; vis[v]:=false; for i:=0 to n do if dis[i]>dis[v]+a[v,i] then begin dis[i]:= dis[v]+a[v,i]; if not vis[i] then begin inc(tail); q[tail]:=i; vis[i]:=true; end; end; end; end;

pascal code(邻接矩阵):
var i,n,m,s,t,x,y,z:longint; s:起点;t:终点
    a,b:array[0..201,0..201] of longint; b[x,c]存与x相连的第c个边的另一个结点y
    q:array[0..10001] of integer; 队列
    vis:array[0..201] of boolean; 是否入队的标记
    dis:array[0..201] of longint; 到起点的最短路
procedure spfa(s:longint);
  var i,j,v,head,tail:longint;
  begin
    fillchar(q,sizeof(q),0);
    fillchar(vis,sizeof(vis),false);
    for i:=0 to n do dis[i]:=99999999;
    dis[s]:=0; vis[s]:=true; q[1]:=s; 队列的初始状态,s为起点
    head:=0;tail:= 1;
    while head<tail do 队列不空
       begin
         inc(head);
         v:=q[head]; 取队首元素
         vis[v] := false; 释放结点,一定要释放掉,因为这节点有可能下次用来松弛其它节点
         for i:=1 to b[v,0] do
           if dis[b[v,i]]>dis[v]+a[v,b[v,i]] then
             begin
               dis[b[v,i]]:=dis[v]+a[v,b[v,i]]; 修改最短路
               if not vis[b[v,i]] then 扩展结点入队
                 begin
                   inc(tail);
                   q[tail]:=b[v,i];
                   vis[b[v,i]]:=true;
                 end;
             end;

      end;
  end;
begin
  read(n, m);  //n结点数;m边数
  fillchar(a,sizeof(a),0);
  for i:=1 to m do
    begin
      readln(x,y,z); x,y一条边的两个结点;z这条边的权值
      if (a[x,y]<>0)and(z>a[x,y]) then continue;如果两顶点间有多条边,保留最小的一条
      inc(b[x,0]);b[x,b[x,0]]:=y;a[x,y]:=z; b[x,0]以x为一个结点的边的条数
      inc(b[y,0]);b[y,b[y,0]]:=x;a[y,x]:=z;
    end;
  readln(s,t); 读入起点与终点
  spfa(s);
  if dis[t]<>99999999 then writeln(dis[t]) else writeln(-1);
end.  

C++ code(邻接矩阵):
#include <iOStream>
using namespace std;
int q[10001], dis[201], a[201][201], b[201][201];
bool vis[201];
int n, m, s, t;
void spfa(int s){
	for(int i=0; i<=n; i++) dis[i]=99999999;
	dis[s]=0; vis[s]=1; q[1]=s;  队列的初始状态,s为起点
	int i, v, head=0, tail=1;   
	while (head<tail){    队列不空
		head++;
		v=q[head];   取队首元素
		vis[v]=0;   释放结点,一定要释放掉,因为这节点有可能下次用来松弛其它节点
		for(i=1; i<=b[v][0]; i++)
		   if (dis[b[v][i]] > dis[v]+a[v][b[v][i]]){
				dis[b[v][i]] = dis[v]+a[v][b[v][i]];   修改最短路
				if (vis[b[v][i]]==0){   扩展结点入队
					tail++;
					q[tail]=b[v][i];
					vis[b[v][i]]=1;
				}
		   }
		
	}
}
int main(){
	int x, y, z;
	cin >> n >> m;   //n结点数;m边数
	for(int i=0; i<m; i++){
		cin >> x >> y >> z;   x,y一条边的两个结点;z这条边的权值
		if (a[x][y]!=0 && z>a[x][y]) continue;如果两顶点间有多条边,保留最小的一条
		b[x][0]++; b[x][b[x][0]]=y; a[x][y]=z;   b[x,0]以x为一个结点的边的条数
		b[y][0]++; b[y][b[y][0]]=x; a[y][x]=z;
	}
	cin >> s >> t;   读入起点与终点
	spfa(s);
	if (dis[t]!=99999999) cout << dis[t] << endl;
	else cout << -1 << endl;
	return 0;
}

spfa优化——深度优先搜索dfs

在上面的spfa标准算法中,每次更新(松弛)一个结点u时,如果该结点不在队列中,那么直接入队。

但是有负环时,上述算法的时间复杂度退化为O(nm)。能不能改进呢?

那我们试着使用深搜,核心思想为每次从更新一个结点u时,从该结点开始递归进行下一次迭代。

使用dfs优化spfa算法:
pascal code:
procedure spfa(s:longint);
  var i:longint;
  begin
    for i:=1 to b[s,0] do  //b[s,0]是从顶点s发出的边的条数
           if dis[b[s,i]]>dis[s]+a[s,b[s,i]] then  //b[s,i]是从s发出的第i条边的另一个顶点
             begin
               dis[b[s,i]]:=dis[s]+a[s,b[s,i]];
               spfa(b[s,i]);
             end;
  end; 

C++ code:
void spfa(int s){
	for(int i=1; i<=b[s][0]; i++)  //b[s,0]是从顶点s发出的边的条数
	   if (dis[b[s][i]>dis[s]+a[s][b[s][i]]){  //b[s,i]是从s发出的第i条边的另一个顶点
		dis[b[s][i]=dis[s]+a[s][b[s][i]];
		spfa(b[s][i]);
	   }
}

相比队列,深度优先搜索有着先天优势:在环上走一圈,回到已遍历过的结点即有负环。绝大多数情况下的时间复杂度为O(m)级别。

那我们试着使用深搜,核心思想为每次从更新一个结点u时,从该结点开始递归进行下一次迭代。

对于WorldRings(ACM-ICPC Centrual European 2005)这道题,676个点,100000条边,查找负环dfs仅仅需219ms。

一个简洁的数据结构和算法在一定程度上解决了大问题。

判断存在负环的条件:重新经过某个在当前搜索栈中的结点。

程序1】畅通工程 laoj1138 spfa算法(dfs):
pascal code:
var i,n,m,s,t,x,y,z:longint;
    a,b:array[0..201,0..201] of longint;
    q:array[0..10001] of integer;
    vis:array[0..201] of boolean;
    dis:array[0..201] of longint;
procedure spfa(s:longint);
  var i:longint;
  begin
    for i:=1 to b[s,0] do
           if dis[b[s,i]]>dis[s]+a[s,b[s,i]] then
             begin
               dis[b[s,i]]:=dis[s]+a[s,b[s,i]];
               spfa(b[s,i]);
             end;
  end;
begin
  read(n, m);
  fillchar(a,sizeof(a),0);
  for i:=1 to m do
    begin
      readln(x,y,z);
      if (a[x,y]<>0)and(z>a[x,y]) then continue;
      inc(b[x,0]);b[x,b[x,0]]:=y;a[x,y]:=z;
      inc(b[y,0]);b[y,b[y,0]]:=x;a[y,x]:=z;
    end;
  readln(s,t);
  for i:=0 to n do dis[i]:=99999999;
  dis[s]:=0;
  spfa(s);
  if dis[t]<>99999999 then writeln(dis[t]) else writeln(-1);
end. 

C++ code:
#include <iostream>
using namespace std;
int q[10001], dis[201], a[201][201], b[201][201];
bool vis[201];
int n, m, s, t;
void spfa(int s){
	for(int i=1; i<=b[s][0]; i++)
		if (dis[b[s][i]] > dis[s]+a[s][b[s][i]]){
				dis[b[s][i]] = dis[s]+a[s][b[s][i]];
				spfa(b[s][i]);
		}
}
int main(){
	int x, y, z;
	cin >> n >> m; 
	for(int i=0; i<m; i++){
		cin >> x >> y >> z;  
		if (a[x][y]!=0 && z>a[x][y]) continue;
		b[x][0]++; b[x][b[x][0]]=y; a[x][y]=z; 
		b[y][0]++; b[y][b[y][0]]=x; a[y][x]=z;
	}
	cin >> s >> t;
	for(int i=0; i<=n; i++) dis[i]=99999999;
	dis[s]=0;
	spfa(s);
	if (dis[t]!=99999999) cout << dis[t] << endl;
	else cout << -1 << endl;
	return 0;
}

            

spfa优化——前向星优化

星形(star)表示法的思想与邻接表表示法的思想有一定的相似之处。对每个结点,它也是记录从该结点出发的所有弧,但它不是采用单向链表而是采用一个单一的数组表示。也就是说,在该数组中首先存放从结点1出发的所有弧,然后接着存放从节点2出发的所有孤,依此类推,最后存放从结点n出发的所有孤。对每条弧,要依次存放其起点、终点、权的数值等有关信息。这实际上相当于对所有弧给出了一个顺序和编号,只是从同一结点出发的弧的顺序可以任意排列。此外,为了能够快速检索从每个节点出发的所有弧,我们一般还用一个数组记录每个结点出发的弧的起始地址(即弧的编号)。在这种表示法中,可以快速检索从每个结点出发的所有弧,这种星形表示法称为前向星形(forward star)表示法。

例如,在下图中,仍然假设弧(1,2),(l,3),(2,4),(3,2),(4,3),(4,5),(5,3)和(5,4)上的权分别为8,9,6,4,0,7,6和3。此时该网络图可以用前向星形表示法表示如下:

  

前向星存储图:
#include <iostream>
using namespace std;
int first[10005];
struct edge{
	int point,next,len;
} e[10005];
void add(int i, int u, int v, int w){
		e[i].point = v;
		e[i].next = first[u];
		e[i].len = w;
		first[u] = i;
}
int n,m;
int main(){
	int u,v,w;
	cin >> n >> m;
	for (int i = 1; i <= m; i++){
		cin >> u >> v >> w;
		add(i,u,v,w);
	}  //这段是读入和加入
	for (int i = 0; i <= n; i++){
		cout << "from " << i << endl;
		for (int j = first[i]; j; j = e[j].next)  //这就是遍历边了
			cout << "to " << e[j].point << " length= " << e[j].len << endl;
	}
}
https://blog.csdn.net/xunalove/article/details/70045815

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