Алгоритм Дейкстры — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
(Добавлена часть доказательства)
Строка 21: Строка 21:
 
|statement=После окончания работы алгоритма Дейкстры для всех вершин <tex>u \in V(G)</tex> будет выполняться равенство <tex>d[u] = \delta(s, u)</tex>
 
|statement=После окончания работы алгоритма Дейкстры для всех вершин <tex>u \in V(G)</tex> будет выполняться равенство <tex>d[u] = \delta(s, u)</tex>
 
|proof=
 
|proof=
Рассмотрим инвариант основного цикла: в начале каждой итерации для всех вершин <tex>v \in S</tex> выполняется <tex>d[v] = \delta(s, u)</tex>
+
Рассмотрим инвариант основного цикла: в начале каждой итерации для всех вершин <tex>v \in S</tex> выполняется <tex>d[v] = \delta(s, v)</tex>
  
 
'''Инициализация'''. Изначально множество <tex>S</tex> пусто, инвариант выполняется.
 
'''Инициализация'''. Изначально множество <tex>S</tex> пусто, инвариант выполняется.
  
'''Сохранение'''.  
+
'''Сохранение'''. Покажем, что при каждой итерации инвариант сохраняется для каждой вершины, добавленной в <tex>S</tex>, для этого воспользуемся методом «от противного». Предположим, что <tex>u</tex> первая добавленная в <tex>S</tex> вершина, для которой равенство <tex>d[u] = \delta(s, u)</tex> не выполняется. Рассмотрим ситуацию, сложившуюся в начале итерации, в которой <tex>u</tex> будет добавлена в <tex>S</tex>. Рассмотрев кратчайший путь из <tex>s</tex> в <tex>u</tex>, можно получить противоречие, заключающееся в том, что на рассматриваемый момент справедливо равенство <tex>d[u] = \delta(s, u)</tex>. Должно выполняться условие <tex>u \neq s</tex>, так как <tex>s</tex> является первой вершиной, добавленной в <tex>S</tex> и в момент её добавления равенство <tex>d[u] = \delta(s, u)</tex> выполняется. Из условия <tex>u \neq s</tex> следует, в частности, что <tex>S</tex> не пусто. Из вершины <tex>s</tex> в вершину <tex>u</tex> должен существовать какой-нибудь путь, так как иначе выполняется соотношение <tex>d[u] = \delta(s, u) = \infty</tex>, нарушающее предположение о том, что равенство <tex>d[u] = \delta(s, u)</tex> не выполняется. Из существования пути следует, что существует и кратчайший путь <tex>p</tex> из <tex>s</tex> в <tex>u</tex>. Перед добавлением <tex>u</tex> в <tex>S</tex> путь <tex>p</tex> соединяет вершину из множества <tex>S</tex> с вершиноу принадлежащей маножеству <tex>V \setminus S</tex>. Рассмотрим первую вершину <tex>y</tex> на пути <tex>p</tex> принадлежащую <tex>V \setminus S</tex>, и положим, что её предшествует вершина <tex>x \in S</tex>. Тогда, как видно из рис.1, путь <tex>p</tex> можно разложить на составляющие <tex>s \overset{p_1}{\leadsto} x \to y \overset{p_2}{\leadsto} u</tex>.
 
}}
 
}}
  

Версия 08:43, 6 декабря 2010

Эта статья находится в разработке!

В ориентированном взвешанном графе [math]G = (V, E)[/math], вес рёбер которого неотрицателен и определяется весовой функцией [math]w(uv) \geqslant 0[/math], Алгоритм Дейкстры находит длину кратчайшего пути из одной вершины [math]s[/math] до всех остальных.

Алгоритм

В алгоритме поддерживается множество вершин [math]S[/math], для которых уже вычислены кратчайшие пути к ним из вершины [math]s[/math]. На каждой итерации основного цикла выбирается вершина [math] u \in V \setminus S[/math], которой на текущий момент соответствует минимальная оценка кратчайшего пути. Вершина [math]u[/math] добавляется в множество [math]S[/math] и производится релаксация всех исходящих из неё рёбер.

Псевдокод

Dijkstra([math]G[/math], [math]w[/math], [math]s[/math])
  [math]d \gets \infty[/math]
  [math]d[s] \gets 0[/math]
  [math]S \gets \emptyset[/math]
  while [math]V \setminus S \neq \emptyset[/math]
      do argmin([math]v : v \in V \setminus S, d[v][/math])
         [math]S \gets S \cup \{u\}[/math]
         for [math](uv) \in E[/math]
             do relax([math]u[/math], [math]v[/math], [math]w[/math])

Обоснование корректности работы

Теорема:
После окончания работы алгоритма Дейкстры для всех вершин [math]u \in V(G)[/math] будет выполняться равенство [math]d[u] = \delta(s, u)[/math]
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

Рассмотрим инвариант основного цикла: в начале каждой итерации для всех вершин [math]v \in S[/math] выполняется [math]d[v] = \delta(s, v)[/math]

Инициализация. Изначально множество [math]S[/math] пусто, инвариант выполняется.

Сохранение. Покажем, что при каждой итерации инвариант сохраняется для каждой вершины, добавленной в [math]S[/math], для этого воспользуемся методом «от противного». Предположим, что [math]u[/math] первая добавленная в [math]S[/math] вершина, для которой равенство [math]d[u] = \delta(s, u)[/math] не выполняется. Рассмотрим ситуацию, сложившуюся в начале итерации, в которой [math]u[/math] будет добавлена в [math]S[/math]. Рассмотрев кратчайший путь из [math]s[/math] в [math]u[/math], можно получить противоречие, заключающееся в том, что на рассматриваемый момент справедливо равенство [math]d[u] = \delta(s, u)[/math]. Должно выполняться условие [math]u \neq s[/math], так как [math]s[/math] является первой вершиной, добавленной в [math]S[/math] и в момент её добавления равенство [math]d[u] = \delta(s, u)[/math] выполняется. Из условия [math]u \neq s[/math] следует, в частности, что [math]S[/math] не пусто. Из вершины [math]s[/math] в вершину [math]u[/math] должен существовать какой-нибудь путь, так как иначе выполняется соотношение [math]d[u] = \delta(s, u) = \infty[/math], нарушающее предположение о том, что равенство [math]d[u] = \delta(s, u)[/math] не выполняется. Из существования пути следует, что существует и кратчайший путь [math]p[/math] из [math]s[/math] в [math]u[/math]. Перед добавлением [math]u[/math] в [math]S[/math] путь [math]p[/math] соединяет вершину из множества [math]S[/math] с вершиноу принадлежащей маножеству [math]V \setminus S[/math]. Рассмотрим первую вершину [math]y[/math] на пути [math]p[/math] принадлежащую [math]V \setminus S[/math], и положим, что её предшествует вершина [math]x \in S[/math]. Тогда, как видно из рис.1, путь [math]p[/math] можно разложить на составляющие [math]s \overset{p_1}{\leadsto} x \to y \overset{p_2}{\leadsto} u[/math].
[math]\triangleleft[/math]

Оценка сложности

Литература

  • Кормен Т. Х., Лейзерсон Ч. И., Ривест Р. Л., Штайн К. Алгоритмы: построение и анализ, 2-е издание. Пер. с англ. — М.:Издательский дом "Вильямс", 2010. — 1296 с.: ил. — Парал. тит. англ. — ISBN 978-5-8459-0857-5 (рус.)