经典算法研究系列：二之续、彻底理解Dijkstra算法
作者：July 二零一一年二月十三日。
参考代码：introduction to algorithms，Second Edition。
---------------------------------------了解什么是Dijkstra 算法，请参考：html">http://www.zzzyk.com/kf/201104/87374.html
本文由单源最短路径路径问题开始，而后描述Bellman-Ford算法，到具体阐述Dijkstra算法，
阐述详细剖析Dijkstra算法的每一个步骤，教你彻底理解此Dijkstra算法。一、单源最短路径问题
我们知道，单源最短路径问题：已知图G=(V，E)，要求找出从某个定源顶点s<-V，到每个v<-V的最短路径。
简单来说，就是一个图G中，找到一个定点s，然后以s为起点，要求找出s到图G中其余各个点的最短距离或路径。此单源最短路径问题有以下几个变形：
I、 单终点最短路径问题：
每个顶点v到指定终点t的最短路径问题。即单源最短路径问题的相对问题。
II、 单对顶点最短路径问题：
给定顶点u和v，找出从u到v的一条最短路径。III、每对顶点间最短路径问题：
针对任意每俩个顶点u和v，找出从u到v的最短路径。
最简单的想法是，将每个顶点作为源点，运行一次单源算法即可以解决这个问题。
当然，还有更好的办法，日后在本BOlG内阐述。
二、Bellman-Ford 算法
1、回路问题
一条最短路径不能包含负权回路，也不能包含正权回路。
一些最短路径的算法，如Dijkstra 算法，要求图中所有的边的权值都是非负的，如在公路地图上，找一条从定点s到目的顶点v的最短路径问题。2、Bellman-Ford 算法
而Bellman-Ford 算法，则允许输入图中存在负权边，只要不存在从源点可达的负权回路，即可。
简单的说，图中可以存在负权边，但此条负权边，构不成负权回路，不影响回路的形成。
且，Bellman-Ford 算法本身，便是可判断图中是否存在从源点可达的负权回路，
若存在负权回路，算法返回FALSE,若不存在，返回TRUE。Bellman-Ford 算法的具体描述
BELLMAN-FORD(G, w, s)
1 INITIALIZE-SINGLE-SOURCE(G, s) //对每个顶点初始化 ，O(V)
2 for i ← 1 to |V[G]| - 1
3 do for each edge (u, v) ∈ E[G]
4 do RELAX(u, v, w) //针对每个顶点(V-1个)，都运用松弛技术O(E)，计为O（(v-1)*E)）
5 for each edge (u, v) ∈ E[G]
6 do if d[v] > d[u] + w(u, v)
7 then return FALSE //检测图中每条边，判断是否包含负权回路，
//若d[v]>d[u]+w(u，v)，则表示包含，返回FALSE，
8 return TRUE //不包含负权回路，返回TRUEBellman-Ford 算法的时间复杂度，由上可得为O（V*E）。
3、关于判断图中是否包含负权回路的问题：
根据定理，我们假定，u是v的父辈，或父母，那么
当G(V,E)是一个有向图或无向图(且不包含任何负权回路)，s<-V，s为G的任意一个顶点，则对任意边(u，v)<-V，有
d[s，v] <= d[s，u]+1
此定理的详细证明，可参考算法导论一书上，第22章中引理22.1的证明。
或者根据第24章中通过三角不等式论证Bellman-Ford算法的正确性，也可得出上述定理的变形。即假设图G中不包含负权回路，可证得
d[v]=$(s，u)
<=$(s，u)+w(u，v) //根据三角不等式
=d[u]+w[u，v]
所以，在不包含负权回路的图中，是可以得出d[v]<=d[u]+w(u，v)。于是，就不难理解，在上述Bellman-Ford 算法中，
if d[v] > d[u]+w(u，v)，=> 包含负权回路，返回FASLE
else if =>不包含负权回路，返回TRUE。ok，咱们，接下来，立马切入Dijkstra 算法。
三、深入浅出，彻底解剖Dijkstra 算法
I、松弛技术RELAX的介绍
Dijkstra 算法使用了松弛技术，对每个顶点v<-V，都设置一个属性d[v]，用来描述从源点s到v的最短路径上权值的上界，
称为最短路径的估计。首先，得用O（V）的时间，来对最短路径的估计，和对前驱进行初始化工作。
INITIALIZE-SINGLE-SOURCE(G, s)
1 for each vertex v ∈ V[G]
2 do d[v] ← ∞
3 π[v] ← NIL //O（V）
4 d[s] 0RELAX(u, v, w)
1 if d[v] > d[u] + w(u, v)
2 then d[v] ← d[u] + w(u, v)
3 π[v] ← u //O（E）
图。II、Dijkstra 算法
此Dijkstra 算法分三个步骤，
INSERT (第3行), EXTRACT-MIN (第5行), 和DECREASE-KEY(第8行的RELAX，调用此减小关键字的操作)。DIJKSTRA(G, w, s)
1 INITIALIZE-SINGLE-SOURCE(G, s) //对每个顶点初始化 ，O(V)
2 S ← Ø
3 Q ← V[G] //INSERT，O(1)
4 while Q ≠ Ø
5 do u ← EXTRACT-MIN(Q) //简单的O(V*V)；二叉/项堆，和FIB-HEAP的话，则都为O(V*lgV)。
6 S ← S ∪{u}
7 for each vertex v ∈ Adj[u]
8 do RELAX(u, v, w) //简单方式:O(E)，二叉/项堆，E*O(lgV)，FIB-HEAP，E*O(1)。
四、Dijkstra 算法的运行时间
在继续阐述之前，得先声明一个问题，DIJKSTRA（G，w，s）算法中的第5行，EXTRACT-MIN(Q)，最小优先队列的具体实现。
而Dijkstra 算法的运行时间，则与此最小优先队列的采取何种具体实现，有关。最小优先队列三种实现方法：
1、利用从1至|V| 编好号的顶点，简单地将每一个d[v]存入一个数组中对应的第v项，
如上述DIJKSTRA（G，w，s）所示，Dijkstra 算法的运行时间为O(V^2+E)。2、如果是二叉/项堆实现最小优先队列的话，EXTRACT-MIN(Q)的运行时间为O(V*lgV)，
所以，Dijkstra 算法的运行时间为O(V*lgV+E*lgV)，
若所有顶点都是从源点可达的话，O（(V+E)*lgV）=O（E*lgV）。
当是稀疏图时，则E=O(V^2/lgV)，此Dijkstra 算法的运行时间为O(V^2)。3、采用斐波那契堆实现最小优先队列的话，EXTRACT-MIN(Q)的运行时间为O(V*lgV)，
所以，此Dijkstra 算法的运行时间即为O(V*lgV+E)。综上所述，此最小优先队列的三种实现方法比较如下：
EXTRACT-MIN + RELAX
I、 简单方式： O（V*V + E*1）
II、 二叉/项堆： O（V*lgV + |E|*lgV）
源点可达：O（E*lgV）
稀疏图时，有E=o（V^2/lgV），
=> O（V^2）
III、斐波那契堆：O（V*lgV + E）当|V|<<|E|时，采用DIJKSTRA（G，w，s）+ FIB-HEAP-EXTRACT-MIN(Q)，即斐波那契堆实现最小优先队列的话，
优势就体现出来了。
五、Dijkstra 算法 + FIB-HEAP-EXTRACT-MIN(H)，斐波那契堆实现最小优先队列
由以上内容，我们已经知道，用斐波那契堆来实现最小优先队列，可以将运行时间提升到O（VlgV+E）。
|V|个EXTRACT-MIN 操作，每个平摊代价为O（lgV），|E|个DECREASE-KEY操作的每个平摊时间为O（1）。下面，重点阐述DIJKSTRA(G, w, s)中，斐波那契堆实现最小优先队列的操作。
由上，我们已经知道，DIJKSTRA算法包含以下的三个步骤：
INSERT (第3行), EXTRACT-MIN (第5行), 和DECREASE-KEY(第8行的RELAX)。先直接给出Dijkstra 算法 + FIB-HEAP-EXTRACT-MIN(H)的算法：
DIJKSTRA(G, w, s)
1 INITIALIZE-SINGLE-SOURCE(G, s)
2 S ← Ø
3 Q ← V[G] //第3行，INSERT操作，O（1）
4 while Q ≠ Ø
5 do u ← EXTRACT-MIN(Q) //第5行，EXTRACT-MIN操作，V*lgV
6 S ← S ∪{u}
7 for each vertex v ∈ Adj[u]
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补充：软件开发 , C语言 ,
