Задачи построения кратчайших путей

 

Пусть задан ориентированный (или неориентированный) граф в котором – множество вершин, а – множество дуг. Припишем каждой дуге «длину» .

Определение 1. Путь из вершины в вершину определим как последовательность дуг, которая начинается в и заканчивается в , в которой конец предшествующей дуги является началом следующей. Сумму длин дуг, входящих в путь, назовем длиной пути.

Задачи построения кратчайших путей естественно возникают во множестве приложений. Например, если в сети связи информация из источника должна достичь получателей за минимальное время, то, построив граф, в котором длина дуги совпадает с временем прохождения сигнала по этой дуге, мы сведем проблему к задаче построения дерева кратчайших путей (ДКП) из источника к приемникам сигнала.

Если требуется построить сеть дорог, связывающих заданное множество городов, таким образом, чтобы время поездки из одного города в другой было минимальным, то нужно найти кратчайшие пути между всеми парами городов.

 

3.1. Алгоритм Дейкстры

 

Алгоритм изобретен нидерландским ученым Э. Дейкстрой
в 1959 г. [4] и строит ДКП из начальной вершины (корня) графа во все остальные вершины при неотрицательных длинах дуг (ребер).

Пусть – начальная вершина (источник). Алгоритм на каждом шаге добавляет к частично построенному дереву с корнем в одну ближайшую к вершину, не принадлежащую . Если требуется найти кратчайший путь до некоторой вершины , то алгоритм останавливается после добавления этой вершины. Иначе, строится остовное дерево, связывающее все вершины графа кратчайшими путями с , т. е. ДКП.

Обозначим через – множество вершин, из которых есть дуги в вершину в графе . Положим начальное строящееся дерево . Припишем каждой вершине метку , соответствующую (текущей) минимальной длине пути из в . Метка источника не меняется в процессе работы алгоритма. Сначала для всех . На каждом шаге алгоритма ищется дуга которая добавляется в , и обновляется метка j-ой вершины . После этого (с константной трудоемкостью) обновляется метка каждой не включенной в вершины

Алгоритм останавливается, когда все вершины графа включены в дерево (после выполнения шагов). Трудоемкость одного шага (выбор вершины для включения в ) равна . Следовательно, общая трудоемкость алгоритма Дейкстры – .

 

3.2. Алгоритм Беллмана – Форда

 

Если длины некоторых ребер (дуг) принимают отрицательные значения, то в случае отсутствия циклов отрицательной длины кратчайшие пути из одной вершины во все остальные строит алгоритм Беллмана – Форда [4].

Введем – номер вершины, непосредственно предшествующей вершине в пути . Тогда алгоритм Беллмана – Форда можно записать по шагам следующим образом.

Шаг 1. Для каждой вершины : если , то положить ; иначе положить и .

Шаг 2. Для каждой вершины и для каждого ребра : если , то положить и .

Шаг 3. Для каждого ребра : если , то граф содержит отрицательный цикл.

Корректность приведенного алгоритма можно доказать по индукции.

Лемма 2.1. После выполнения итераций:

1) если , то – длина некоторого пути из в

2) если существует путь из в , содержащий не более ребер, то не превосходит длины кратчайшего пути из в , содержащего не более ребер.

Доказательство. На нулевой итерации длина пути, не содержащего ребер, . Для других вершин т. к. не существует путей из источника в с нулевым числом ребер. Докажем первое утверждение. Рассмотрим случай, когда длина пути в вершину меняется, т. е. выполняется присваивание . По индуктивному предположению, – это длина некоторого пути из источника в . Значит, величина равна длине пути

Для доказательства второго утверждения рассмотрим кратчайший путь из в , содержащий не более ребер. Пусть – предпоследняя вершина этого пути. Тогда часть пути из в является кратчайшим путем из источника в , содержащего не более ребер. По индуктивному предположению, после итерации не превосходит длины этого пути. Следовательно, не превосходит длины пути из в . На i-ой итерации величина сравнивается с и ей присваивается новое значение, если меньше. Следовательно, после i-ой итерации не превосходит длины кратчайшего пути из источника в , содержащего не более ребер. ∎

Если в графе нет отрицательных циклов, то в каждую вершину строится единственный путь минимальной длины, и на шаге 3 не может произойти уменьшение длины ни одного пути. В противном случае отрицательный цикл существует.

3.3. Алгоритм Флойда – Уоршелла

 

Алгоритм Флойда – Уоршелла (Floyd­–Warshall) разработан в 1962 г. [4] и используется для нахождения кратчайших расстояний между всеми парами вершин взвешенного ориентированного графа.

Введем обозначение для длины кратчайшего пути из в , который, кроме самих вершин проходит только через вершины множества Тогда – длина дуги , если она существует; иначе

Если кратчайший путь из в не проходит через вершину , тогда . Если существует более короткий путь из в , проходящий через , тогда . Рекуррентная формула для вычисления имеет вид:

Алгоритм Флойда – Уоршелла последовательно вычисляет все значения для всех Значения являются длинами кратчайших путей между вершинами и . Несложно понять, что трудоемкость алгоритма – . Если дополнительно для каждой пары вершин хранить информацию о первой вершине пути, то, помимо расстояния между двумя узлами, получим возможность восстановить сами кратчайшие пути.

Не существует кратчайшего пути между парой вершин который является частью отрицательного цикла, т. к. длина пути из в может быть сколь угодно мала (отрицательна). По умолчанию, применение алгоритма подразумевает отсутствие отрицательных циклов в графе. Однако если отрицательный цикл есть, алгоритм Флойда – Уоршелла можно использовать для его поиска:

– алгоритм итеративно пересчитывает длины кратчайших путей между каждой парой вершин в том числе и

– сначала все длины пути из в равны нулю;

– длина пути может быть меньше в случае, если она отрицательная, т. е. это отрицательный цикл;

– значит, после остановки алгоритма длина пути из в будет отрицательной, если существует цикл отрицательной длины из в .

Следовательно, для определения отрицательного цикла с помощью алгоритма Флойда – Уоршелла достаточно просмотреть диагональ матрицы . Присутствие на диагонали отрицательных чисел говорит о наличии в графе как минимум одного отрицательного цикла. Очевидно, в неориентированном графе ребро отрицательной длины вместе с инцидентными ему вершинами образует отрицательный цикл.

 

 

3.4. Примеры и упражнения

 

Пример 3.1. Построить дерево кратчайших расстояний из вершины s во все вершины ориентированного графа, изображенного на рис. 3.1a (рядом с дугами указаны их длины), с помощью алгоритма Дейкстры.

Рисунок-3.1. Иллюстрация работы алгоритма Дейкстры

Решение. Положим длины кратчайших путей в вершины (метки вершин) равными , и частично построенное дерево кратчайших путей . Найдем и положим Метки других вершин не изменятся, т. к. из вершины 4 не исходит ни одна дуга.

Найдем и положим . Обновим метку вершины 1: . Метки других вершин не изменятся. Продолжая процесс, добавим последовательно в строящееся дерево ребра и вершины 5, 1, 3, 6. В результате будет построено дерево, показанное на рис. 2.1b, в котором метки рядом с вершинами – длины кратчайших путей из источника .

Пример 3.2. Найти длины кратчайших путей между всеми парами вершин графа, изображенного на рис. 3.1a, с помощью алгоритма Флойда – Уоршелла.

Решение. Зададим начальные длины путей между вершинами матрицей с элементами полагая (рис. 3.2a, на котором символ «-» соответствует бесконечности). Воспользуемся рекуррентными соотношениями для вычисления длин путей после первой итерации (рис. 2.2b).

 

 

-   - -         -   - - - - -   - -   - - - -   - - - - - - -   - - - - - - -     -   -     -	-     - -   - -     - - -   - - - - - - -   - - -   -             -     -
a)	b)

Рисунок-3.2. Матрица начальных расстояний (a) и после первой итерации (b)

 

-	-	-		-	-	-
-	-	-	-		-	-

 

Рисунок-3.3. Матрица кратчайших расстояний между всеми парами вершин

 

Очевидно, что из вершин 4 и 5 нет путей в другие вершины, поэтому бесконечности в этих строках сохранятся как после первой итерации, так и в дальнейшем.

После 4 итерации получим окончательные значения для минимальных длин путей, связывающих все пары вершин (рис. 3.3).

Упражнение 3.1. Доказать, что алгоритм Дейкстры строит дерево кратчайших расстояний.

Упражнение 3.2. Найти кратчайшие пути между всеми парами вершин графа, изображенного на рис. 2.1a.

Упражнение 3.3. Существует ли отрицательный цикл в графе, изображенном на рис. 2.4?

Упражнение 3.4. Воспользуйтесь алгоритмом Беллмана – Форда для построения кратчайших путей из вершины в графе, изображенном на рис. 2.4, удалив входящие в дуги.

Упражнение 3.5. Доказать корректность алгоритма Флойда – Уоршелла.

Рисунок-3.4. Ориентированный взвешенный граф
(рядом с дугами указаны их длины)

 

Упражнение 3.6. Профессор О. П. Рометчивый предлагает следующий способ нахождения кратчайшего пути из в в данном ориентированном графе, содержащем рёбра отрицательного веса. Прибавим достаточно большую константу к весам всех рёбер и сделаем все веса положительными, после чего воспользуемся алгоритмом Дейкстры. Корректен ли такой подход? Если да, то докажите это, если нет –– укажите контрпример.

Упражнение 3.7. Рассмотрим ориентированный граф, в котором рёбра отрицательного веса выходят только из вершины s, но циклов отрицательного веса при этом нет. Может ли алгоритм Дейкстры, вызванный для вершины , выдать неправильный ответ в данном случае?

Упражнение 3.8. Пусть неориентированный граф задаёт множество городов и дорог между ними. Для каждой дороги известна её длина в километрах . Предположим, что вам необходимо добраться из города в город , но ваша машина может проехать без дозаправки не больше километров. Заправки есть во всех городах, но не вдоль дорог (так что годятся только маршруты, где все рёбра не длиннее ).

(a) Постройте алгоритм, определяющий за линейное время, можно ли при таких ограничениях добраться из в .

(b) Допустим теперь, что вы хотите купить новую машину. Какой минимальный объём бака машины позволит добраться из в ? Постройте алгоритм, дающий ответ за время .

Упражнение 3.9. Пусть граф представляет собой множество городов и множество дорог между ними. У каждой дороги есть длина . Решено построить новую дорогу, и список содержит пары вершин, между которыми новая дорога может быть построена. Для всех возможных новых дорог известна длина . Надо найти дорогу из , строительство которой приведёт к максимальному уменьшению длины кратчайшего пути между заданными двумя городами и в . Постройте эффективный алгоритм для такой задачи.

Упражнение 3.10. Применения задачи о кратчайших путях можно найти даже в валютных операциях. Пусть через обозначены различные валюты. Например, может обозначать рубли, –– доллары, –– фунты. Пусть через обозначен курс конвертации валюты в : на одну единицу валюты можно купить единиц валюты . Данные курсы удовлетворяют естественному условию , которое говорит, что обмен туда-обратно невыгоден.

(a) Постройте эффективный алгоритм, который, зная все , находит наиболее выгодную последовательность обменов для конвертации заданной валюты в заданную валюту . (Подсказка: для решения задачи представьте входные данные в виде графа с вещественными весами.)

Под влиянием спроса и предложения курсы валют меняются. Представим, что в какой-то момент нашлись валюты , для которых . Это означает, что обменяв какое-то количество валюты в соответствии с данной последовательностью, мы в итоге получим больше исходного. (Вряд ли это продлится долго, но обидно упустить такую возможность!)

(b) Постройте эффективный алгоритм, проверяющий наличие такой аномальной ситуации. (Подсказка: используйте граф предыдущего пункта.)

Упражнение 3.11. Задача о путешествующем пароходе. Представьте, что у вас есть пароход, который может совершать рейсы между портовыми городами из множества . Посещая город , вы зарабатываете рублей, а стоимость перемещения из города в город составляет рублей. Вы хотите найти циклический маршрут, максимизирующий отношение прибыли к затратам.

Для этого рассмотрим ориентированный граф , где вершинами являются города и каждые две вершины соединены ребром. Определим относительную прибыль цикла C следующим образом:

Через обозначим максимальную относительную прибыль простого цикла. Значение можно найти двоичным поиском, если мы умеем проверять по данному , верно ли неравенство .

Итак, рассмотрим произвольное . Присвоим каждому ребру вес .

(a) Покажите, что если в этом графе есть цикл отрицательного веса, то .

(b) Покажите, что если все циклы имеют строго положительный вес, то .

(c) Постройте эффективный алгоритм, который для заданной точности находит цикл , для которого . Докажите корректность алгоритма и оцените его время работы в терминах , и .

 

ЗАДАЧА ШТЕЙНЕРА

 

Пусть на плоскости расположены три точки, расстояния между которыми определяются евклидовой метрикой, и требуется связать эти точки с помощью МОД. Построенное дерево показано на рис. 4.1a, и его длина (сумма длин ребер) равна

b)

a)

Рисунок-4.1.Минимальное остовное дерево(a)и дерево Штейнера(b)

 

Введем дополнительную (промежуточную) точку и соединим исходные точки с промежуточной точкой. В результате получим связывающее дерево меньшей длины (по сравнению с МОД) (рис. 4.1b). Это дерево является геометрическим (или метрическим) деревом Штейнера, и в него вошла одна дополнительная точка (2, 2) – вершина Штейнера. При построении метрического дерева Штейнера для уменьшения длины дерева можно использовать любые дополнительные точки на плоскости.

Далее будем рассматривать задачу Штейнера на графах, формулировка которой приводится в следующем разделе. В последней задаче точки Штейнера выбираются из заданного множества вершин графа.