贝尔曼-福特算法

贝尔曼-福特算法
概况
类别	最短路径问题（针对带权有向图）
数据结构	图
复杂度
平均时间复杂度	{{#statements:P3754}}
最坏时间复杂度	<math>O \left (
最优时间复杂度	{{#statements:P3753}}
空间复杂度	<math>O (
相关变量的定义

贝尔曼-福特算法（英语：Bellman–Ford algorithm），求解单源最短路径问题的一种算法，由理查德·贝尔曼和小莱斯特·伦道夫·福特创立。有时候这种算法也被称为贝尔曼-福特-摩尔算法（Bellman–Ford–Moore algorithm），因为爱德华·F·摩尔也为这个算法的发展做出了贡献。它的原理是对图进行<math> |V|-1</math>次松弛操作，得到所有可能的最短路径。其优于戴克斯特拉算法的方面是边的权值可以为负数、实现简单，缺点是时间复杂度过高，高达<math>O (|V| |E|)</math>。但算法可以进行若干种优化，提高了效率。

算法

File:Bellman-Ford worst-case example.svg

-1</math>步或<math>4</math>次计算路径长度。相反地，若边以最优顺序处理，从左到右，算法只需要在一次遍历内完成。

贝尔曼-福特算法与戴克斯特拉算法类似，都以松弛操作为基础，即估计的最短路径值渐渐地被更加准确的值替代，直至得到最优解。在两个算法中，计算时每个边之间的估计距离值都比真实值大，并且被新找到路径的最小长度替代。然而，戴克斯特拉算法以贪心法选取未被处理的具有最小权值的节点，然后对其的出边进行松弛操作；而贝尔曼-福特算法简单地对所有边进行松弛操作，共<math>|V|-1</math>次，其中<math> |V| </math>是图的点的数量。在重复地计算中，已计算得到正确的距离的边的数量不断增加，直到所有边都计算得到了正确的路径。这样的策略使得贝尔曼-福特算法比戴克斯特拉算法适用于更多种类的输入。

贝尔曼-福特算法的最多运行<math>O(|V|\cdot|E|)</math>（大O符号）次，<math>|V|</math>和<math>|E|</math>分别是节点和边的数量）。

伪代码

BellmanFord(G, source):

    for each vertex v in G: \\初始化
        dist[v] = infinity
        parent[v] = null

    dist[source] = 0

    for i = 1 to |V| - 1:   \\遍历
        for each edge (u, v) with weight w:
            if dist[u] + w < dist[v]:
                dist[v] = dist[u] + w
                parent[v] = u

    for each edge (u, v) with weight w:
        if dist[u] + w < dist[v]:
            return "存在负权环" \\检查负权环

    return dist, parent

原理

循环

每次循环操作实际上是对相邻节点的访问，第<math>n</math>次循环操作保证了所有深度为n的路径最短。由于图的最短路径最长不会经过超过<math>|V|-1</math>条边，所以可知贝尔曼-福特算法所得为最短路径。

负边权操作

与戴克斯特拉算法不同的是，戴克斯特拉算法的基本操作“拓展”是在深度上寻路，而“松弛”操作则是在广度上寻路，这就确定了贝尔曼-福特算法可以对负边进行操作而不会影响结果。

负权环判定

因为负权环可以无限制的降低总花费，所以如果发现第<math>n</math>次操作仍可降低花销，就一定存在负权环。

查找负回路

当使用这个算法查找最短路径时，有负回路会使算法找不到正确的答案。但是，由于在找到负回路后会中止算法，所以可以被用来查找目标，例如在网络流分析中的消圈算法(Cycle Cancellation Algorithms)

优化

循环的提前跳出

在实际操作中，贝尔曼-福特算法经常会在未达到<math>|V| - 1</math>次前就出解，<math>|V| - 1</math>其实是最大值。于是可以在循环中设置判定，在某次循环不再进行松弛时，直接退出循环，进行负权环判定。

队列优化

主条目：最短路径快速算法

西南交通大学的段凡丁于1994年提出了用队列来优化的算法。松弛操作必定只会发生在最短路径前导节点松弛成功过的节点上，用一个队列记录松弛过的节点，可以避免了冗余计算。原文中提出该算法的复杂度为<math>O(k|E|)</math>，<math>k</math>是个比较小的系数，但该结论被证明不适于于所有情况。

Pascal语言示例

Begin
  initialize-single-source(G,s);
  initialize-queue(Q);
  enqueue(Q,s);
  while not empty(Q) do 
    begin
      u:=dequeue(Q);
      for each v∈adj[u] do 
        begin
          tmp:=d[v];
          relax(u,v);
          if (tmp<>d[v]) and (not v in Q) then
            enqueue(Q,v);
        end;
    end;
End;

C++语言示例

int SPFA(int s) {
	std::queue<int> q;
	bool inq[maxn] = {false};
	for(int i = 1; i <= N; i++) dis[i] = 2147483647;
	dis[s] = 0;
	q.push(s); inq[s] = true;
	while(!q.empty()) {
		int x = q.front(); q.pop();
		inq[x] = false;
		for(int i = front[x]; i !=0 ; i = e[i].next) {
			int k = e[i].v;
			if(dis[k] > dis[x] + e[i].w) {
				dis[k] = dis[x] + e[i].w;
				if(!inq[k]) {
					inq[k] = true;
					q.push(k);
				}
			}
		}
	}
	for(int i =  1; i <= N; i++) std::cout << dis[i] << ' ';
	std::cout << std::endl;
	return 0;
}

样例

例：

<math>V=\{v_1,v_2,v_3,v_4\}, E=\{(v_1,v_2),(v_1,v_3),(v_2,v_4),(v_4,v_3)\}</math>，<math>weight(v_1,v_2)=-1,weight(v_1,v_3)=3,weight(v_2,v_4)=3,weight(v_4,v_3)=-1</math>。

运行如表： <math>D:\texttt{Dist}[v],P:\texttt{Pred}[v]</math>

点	<math>v_1</math>	<math>v_2</math>	<math>v_3</math>	<math>v_4</math>
	<math>D/P</math>	<math>D/P</math>	<math>D/P</math>	<math>D/P</math>
初始化	<math>0/\texttt{null}</math>	<math>\infty/\texttt{null}</math>	<math>\infty/\texttt{null}</math>	<math>\infty/\texttt{null}</math>
循环第一次	<math>0/\texttt{null}</math>	<math>-1/v_1</math>	<math>3/v_1</math>	<math>\infty/\texttt{null}</math>
循环第二次	<math>0/\texttt{null}</math>	<math>-1/v_1</math>	<math>3/v_1</math>	<math>2/v_2</math>
循环第三次	<math>0/\texttt{null}</math>	<math>-1/v_1</math>	<math>1/v_4</math>	<math>2/v_2</math>