弗洛伊德算法详解
来源:互联网 发布:淘宝客上货软件 编辑:程序博客网 时间:2024/05/01 02:43
算法的数据结构
弗洛伊德算法采用图的带权邻接矩阵存储结构。
算法基本思想
假设求顶点Vi到Vj的最短路径。弗洛伊德算法依次找从Vi到Vj,中间经过结点序号不大于0的最短路径,不大于1的最短路径,…直到中间顶点序号不大于n-1的最短路径,从中选取最小值,即为Vi到Vj的最短路径。
算法具体描述
若从Vi到Vj有弧,则从Vi到Vj存在一条长度为弧上权值(arcs[i][j])的路径,该路径不一定是最短路径,尚需进行n次试探。
首先考虑从Vi到Vj经过中间顶点V0的路径(Vi,V0,Vj)是否存在,也就是判断弧(Vi,V0)和(V0,Vj)是否存在。若存在,则比较(Vi,Vj)和(Vi,V0,Vj)的路径长度取较短的为从Vi到Vj的中间顶点序号不大于0的最短路径。
在此路径上再增加一个顶点V1,也就是说,如果(Vi,…V1)和(V1,…Vj)分别是当前找到的中间顶点序号不大于0的最短路径,那么,(Vi,…V1,…Vj)就有可能是从Vi到Vj的中间顶点序号不大于1的最短路径。将它和已经得到的从Vi到Vj中间顶点序号不大于0的最短路径相比较,从中选出最短的作为从Vi到Vj中间顶点序号不大于1的最短路径。
然后,再增加一个顶点V2继续进行这个试探过程。
一般情况下,若(Vi,…Vk)和(Vk,…Vj)分别是从Vi到Vk和从Vk到Vj的中间顶点序号不大于k-1的最短路径,则将(Vi,…,Vk,…Vj)和已经得到的从Vi到Vj的中间顶点序号不大于k-1的最短路径相比较,其长度最短者即为从Vi到Vj的中间顶点序号不大于k的最短路径。
经过n次比较之后,最后求得的便是从Vi到Vj的最短路径。
按此方法可同时求得各对顶点之间的最短路径。
现定义一个n阶方阵序列
D(-1),D(0),D(1),…,D(k),…,D(n-1)
其中
D(-1)[i][j]=arcs[i][j]
D(k)[i][j]=Min{ D(k-1)[i][j], D(k-1)[i][k]+D(k-1)[k][j]} 0≤k≤n-1
上述公式中,D(1)[i][j]是从 Vi到Vj的中间顶点序号不大于 k的最短路径长度;D(n-1)[i][j]是从Vi到Vj的最短路径长度。
算法实现
void shortestpath_Floyd(Mgraph G,pathmatrix &P[],Distancmatrix&D){
//用Floyd算法求有向网G中各对顶点v和w之间的最短路径P[v][w]及其带权路径长度D[v][w]。
//若P[v][w][u]为TRUE,则u是从v到w当前求得最短路径上的顶点。
For (v=0;v<G.vexnum;++v) //各对顶点之间路径和距离初始化
For (w=0;w<G.vexnum;++w){
D[v][w]=G.arcs[v][w];
For (u=0;u<G.vexnum;++u) P[v][w][u]=false;
If (D[v][w]<INFINITY){ //从v到w有直接路径
P[v][w][v]=true;P[v][w][w]=true;
}//if
}//for
for (u=0;u<G.vexnum;++u)
for (v=0;v<G.vexnum;++v)
for (w=0;w<G.vexnum;++w)
if (D[v][u]+D[u][w]<D[v][w]){ //从v经u到w的一条路径更短
D[v][w]= D[v][u]+D[u][w];
For (I=0;I<G.vexnum;++I)
P[v][w][I]=P[v][u][I]|| P[u][w][I];
}//if
}//shortestpath_Floyd
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