Поиск в ширину (BFS): различия между версиями
| [непроверенная версия] | [досмотренная версия] |
Daryin (обсуждение | вклад) |
ASA (обсуждение | вклад) |
||
| (не показано 46 промежуточных версий 5 участников) | |||
| Строка 1: | Строка 1: | ||
| − | == | + | {{algorithm |
| + | | name = Алгоритм поиска в ширину (BFS) | ||
| + | | serial_complexity = <math>O(|V| + |E|)</math> | ||
| + | | pf_height = <math>N/A, \max O(|V|) </math> | ||
| + | | pf_width = <math>N/A, \max O(|E|) </math> | ||
| + | | input_data = <math>O(|V| + |E|)</math> | ||
| + | | output_data = <math>O(|V|)</math> | ||
| + | }} | ||
| − | + | Основные авторы описания: [[Участник:Elijah|И.В.Афанасьев]] | |
| + | |||
| + | == Свойства и структура алгоритма == | ||
=== Общее описание алгоритма === | === Общее описание алгоритма === | ||
| − | === Математическое описание === | + | |
| + | '''Поиск в ширину''' (англ. Breadth-First Search, BFS) позволяет вычислить кратчайшие расстояния (в терминах количества рёбер) от выделенной вершины ориентированного графа до всех остальных вершин, и/или построить корневое направленное дерево, расстояния в котором совпадают с расстояниями в исходном графе. Кроме того, поиск в ширину позволяет решать задачу проверки достижимости (существуют ли пути между вершиной источником и остальными вершинами графа). Впервые алгоритм поиска в ширину описан в работах Мура<ref>Moore, Edward F. “The Shortest Path Through a Maze,” International Symposium on the Theory of Switching, 285–92, 1959.</ref> и Ли<ref>Lee, C Y. “An Algorithm for Path Connections and Its Applications.” IEEE Transactions on Electronic Computers 10, no. 3 (September 1961): 346–65. doi:10.1109/TEC.1961.5219222.</ref>. | ||
| + | |||
| + | Алгоритм основан на обходе вершин графа "по слоям". На каждом шаге есть множество "передовых" вершин, для смежных к которым производится проверка, относятся ли они к еще не посещенным. Все еще не посещенные вершины добавляются в новое множество "передовых" вершин, обрабатываемых на следующем шаге. Изначально в множество "передовых" вершин входит только вершина-источник, от которой и начинается обход. | ||
| + | |||
| + | В последовательном случае алгоритм имеет алгоритмическую сложность <math>O(|V| + |E|)</math>, где <math>|V|</math> - число вершин в графе, <math>|E|</math> - число ребер в графе. | ||
| + | |||
| + | === Математическое описание алгоритма === | ||
| + | |||
| + | Пусть задан граф <math>G = (V, E)</math> без весов, и с выделенной вершиной-источником <math>u</math>. Путем <math>P(u,v)</math> между вершинами <math>u</math> и <math>v</math> называется множество ребер <math>(u, v_1), (v_1, v_2), ... (v_{n-1}, v)</math>. Длиной пути <math>d(u,v)</math> обозначим число ребер в данном пути между вершинами <math>u</math> и <math>v</math>. Поиск в ширину находит кратчайшие пути <math>d(u,v)</math> от вершины <math>u</math> до всех остальных вершин графа описанным далее образом. | ||
| + | |||
| + | В начале работы алгоритма расстояние до вершины-источника <math>d(u)=0</math>, до остальных вершин <math>d(v) = \infty, \forall v \neq u </math>. Также в начале работы алгоритма инициализируется множество <math>F = \{u\}</math>. | ||
| + | |||
| + | Далее на каждом шаге алгоритма строится множество вершин <math>P = {w} </math>, таких, что для <math>\forall v \in F \exists (v, w) \in E | d(w) = \infty </math>, при этом обновляются расстояния <math>d(w)=d(v)+1</math> для <math>\forall w \in P </math>. Затем производится переход на следующий шаг до тех пор, пока <math>P \neq \emptyset</math>; при этом в начале каждого шага множество F заменяется на P. | ||
| + | |||
=== Вычислительное ядро алгоритма === | === Вычислительное ядро алгоритма === | ||
| + | |||
| + | Вычислительным ядром алгоритма является обход вершин, смежных с выбранной вершиной <math>v</math>, с последующим добавлением еще не посещенных вершин в множество <math>P</math>. Данная операция выполняется на каждом шаге для каждой вершины <math>v \in F</math>. | ||
| + | |||
=== Макроструктура алгоритма === | === Макроструктура алгоритма === | ||
| − | === | + | |
| + | Алгоритм последовательно уточняет значения функции <math>d(v)</math>. | ||
| + | |||
| + | Структуру можно описать следующим образом: | ||
| + | |||
| + | 1. Инициализация: всем вершинам присваивается предполагаемое расстояние <math>d(v)=\infty</math>, кроме вершины-источника, для которой <math>d(u)=0</math> . | ||
| + | |||
| + | 2. Помещение вершины источника <math>v</math> в множество "передовых" вершин <math>F</math>. | ||
| + | |||
| + | 3. Обход вершин множества <math>F</math>. | ||
| + | |||
| + | а) Инициализация множества <math>P=\emptyset</math>. | ||
| + | |||
| + | б) Для каждой вершины <math>v \in F</math> обход всех вершин <math>w | \exists (v, w)</math> (смежных с ней), c помещением в множество <math>P</math> таких вершин <math>w | d(w)=\infty</math>. | ||
| + | |||
| + | в) Замена множества <math>F</math> на <math>P</math> и переход на шаг 3 в случае, если множество <math>F \neq \emptyset</math>. | ||
| + | |||
| + | === Схема реализации последовательного алгоритма === | ||
| + | |||
| + | Простейшая версия алгоритма поиск в ширину может быть реализована при помощи очередей на языке C++ следующим образом. | ||
| + | Код приведен в предположении, что граф хранится в формате сжатого списка смежности: для каждой вершины в массиве vertices_to_edges_ptrs хранятся индекс начала и индекс конца списка смежных с ней вершин из массива dst_ids. | ||
| + | |||
| + | <source lang="C++"> | ||
| + | |||
| + | // init distances | ||
| + | for(int i = 0; i < vertices_count; i++) | ||
| + | _result[i] = MAX_INT; | ||
| + | |||
| + | // init queue and first vertex | ||
| + | std::queue<int> vertex_queue; | ||
| + | vertex_queue.push(_source_vertex); | ||
| + | _result[_source_vertex] = 1; | ||
| + | |||
| + | // do bfs | ||
| + | while(vertex_queue.size() > 0) | ||
| + | { | ||
| + | int cur_vertex = vertex_queue.front(); | ||
| + | vertex_queue.pop(); | ||
| + | |||
| + | long long first = vertices_to_edges_ptrs[cur_vertex]; | ||
| + | long long last = vertices_to_edges_ptrs[cur_vertex + 1]; | ||
| + | for(long long i = first; i < last; i++) | ||
| + | { | ||
| + | int dst_id = dst_ids[i]; | ||
| + | if(_result[dst_id] == MAX_INT) | ||
| + | { | ||
| + | _result[dst_id] = _result[src_id] + 1; | ||
| + | vertex_queue.push(dst_id); | ||
| + | } | ||
| + | } | ||
| + | } | ||
| + | |||
| + | </source> | ||
| + | |||
=== Последовательная сложность алгоритма === | === Последовательная сложность алгоритма === | ||
| + | |||
| + | Алгоритм имеет последовательную сложность <math>O(|V| + |E|)</math>, где <math>|V|</math> и <math>|E|</math> - число вершин и ребер графа соответственно: алгоритм инициализирует начальный массив расстояний - <math>O(|V|)</math> операций, а затем обходит каждую вершину один единственный раз - <math>O(|E|)</math> операций. Данная оценка верна в случае, если формат хранения графа позволяет обходить вершины, смежные к выбранной (к примеру форматы списка смежности, сжатого списка смежности). При использовании других форматов оценка сложности может быть большей. | ||
| + | |||
=== Информационный граф === | === Информационный граф === | ||
| − | === | + | |
| − | === | + | Информационный граф классического алгоритма поиска в ширину приведен на рисунке 1. |
| − | === Свойства алгоритма=== | + | |
| − | == Программная реализация | + | [[Файл:Classical_BFS_ig.png|thumb|center|500px|Рисунок 1. Информационный граф алгоритма BFS.]] |
| + | |||
| + | На рисунке 1 используются следующие обозначения: | ||
| + | |||
| + | [1] - добавление вершины-источника <math>u</math> к множеству <math>F</math>. | ||
| + | |||
| + | [2] - извлечение добавленной вершины <math>v</math> из множества <math>F</math>. | ||
| + | |||
| + | [3] - проверка расстояний до вершин, смежных с вершиной <math>v</math>. | ||
| + | |||
| + | [4] - добавление еще не посещенных вершин в множество <math>P</math>. | ||
| + | |||
| + | [5] - замена множества <math>F</math> на <math>P</math> и проверка его пустоты. В случае непустого множества - переход на следующую итерацию, иначе завершение работы алгоритма. | ||
| + | |||
| + | Данный алгоритм имеет один важный недостаток при реализации: операция [4] требует бесконфликтной возможности добавления элементов в множество P, что, на практике, всегда будет сводиться к сериализации обращений к структуре данных, моделирующей данное множество. | ||
| + | |||
| + | В результате часто используется модификация алгоритма (далее алгоритм-2), использующая набор независимых структур данных для каждого из параллельных процессов. Информационный граф данного подхода приведен на рисунке 2. | ||
| + | |||
| + | [[Файл:BFS_ig_parallel_queues.png|thumb|center|500px|Рисунок 2. Информационный граф алгоритма BFS (независимые структуры данных).]] | ||
| + | |||
| + | Обозначения для рисунка 2: | ||
| + | |||
| + | [1] - добавление вершины-источника в множество <math>F</math>. | ||
| + | |||
| + | [2] - разделение данных множества <math>F</math> между процессами | ||
| + | |||
| + | [3] - помещение в множества <math>F_i</math> соответствующих данных из <math>F</math> каждым процессом с номером i. | ||
| + | |||
| + | [4] - извлечение очередной вершины из множеств <math>F_i</math>, обход её соседей и добавление их в множество <math>P_i</math> в случае, если они еще не посещены | ||
| + | |||
| + | [5] - попарное слияние множеств <math>P_i</math> для различных процессов, итоговое преобразование их в множество <math>F</math>. | ||
| + | |||
| + | [6] - проверка условия выхода из цикла | ||
| + | |||
| + | Кроме того, в случае, если реализация структур данных, моделирующих множества <math>F</math> и <math>P</math>, невозможна, может использоваться квадратичный по сложности алгоритм, схожий с алгоритм Беллмана-Форда. Основная идея заключается в том, что на каждом шаге производится обход всех ребер графа с обновлением текущего массива дистанций. Информационный граф данной модификации алгоритма приведен на рисунке 3. | ||
| + | |||
| + | [[Файл:quadratic_BFS_ig.png|thumb|center|500px|Рисунок 3. Информационный граф алгоритма BFS (квадратичный подход к распараллеливанию).]] | ||
| + | |||
| + | Обозначения для рисунка 3: | ||
| + | |||
| + | [1] - инициализация расстояний до вершины-источника | ||
| + | |||
| + | [2] - инициализация расстояний до остальных вершин графа | ||
| + | |||
| + | [3] - загрузка информации об очередном ребре и обновление дистанций до соответствующих вершин. | ||
| + | |||
| + | [4] - проверка условия выхода из цикла | ||
| + | |||
| + | === Ресурс параллелизма алгоритма === | ||
| + | |||
| + | В ходе работы классический вариант алгоритма обходит граф по слоям. В каждый слой добавляются еще не посещенные вершины, достижимые из вершин предыдущего слоя. Обход вершин каждого слоя, как и их соседей, может производиться параллельно. Точно оценить число вершин в каждом слое невозможно в силу того, что их количество зависит от структуры связанности входного графа. Аналогично невозможно оценить число шагов алгоритма, за которое будут найдены все кратчайшие пути. | ||
| + | |||
| + | Произведем оценку ширины ярусно-параллельной формы алгоритма через максимальное число вершин p в слое среди всех шагов алгоритма. Тогда число параллельных операций на данном слое будет равно сумме числа смежных вершин для каждой вершины слоя: <math>\sum_{n=1}^{p} degree(v_i)</math>, при этом для каждого слоя данное значение будет различным. Высота ярусно-параллельной формы будет равна числу шагов в алгоритме и может быть оценена только сверху (не более <math>|V|</math>). | ||
| + | |||
| + | При квадратичном подходе к параллельной реализации алгоритма на каждом шаге выполняется <math>O(|E|)</math> операций, которые могут быть выполнены параллельно; таким образом, ширина ЯПФ данной модификации алгоритма равна <math>O(|E|)</math>. Число шагов алгоритма, как и в классическом случае, зависит от структуры графа и может быть оценено сверху как <math>O(|V|)</math>. | ||
| + | |||
| + | === Входные и выходные данные алгоритма === | ||
| + | '''Входные данные''': граф <math>G(V, E)</math>, <math>|V|</math> вершин <math>v_i</math> и <math>|E|</math> рёбер <math>e_j = (v^{(1)}_{j}, v^{(2)}_{j})</math>, вершина-источник <math>u</math>. | ||
| + | |||
| + | '''Объём входных данных''': <math>O(|V| + |E|)</math>. | ||
| + | |||
| + | '''Выходные данные''' (возможные варианты): | ||
| + | # для каждой вершины <math>v</math> исходного графа расстояние <math>d(v)</math>, определенное как число ребер, лежащих на кратчайшем пути от вершины <math>u</math> к <math>v</math>. | ||
| + | # для каждой вершины <math>v</math> исходного графа значение достижимости (достижима или нет) от вершины-источника <math>u</math>. | ||
| + | |||
| + | '''Объём выходных данных''': <math>O(|V|)</math>. | ||
| + | |||
| + | === Свойства алгоритма === | ||
| + | |||
| + | == Программная реализация алгоритма == | ||
=== Особенности реализации последовательного алгоритма === | === Особенности реализации последовательного алгоритма === | ||
| − | + | === Возможные способы и особенности параллельной реализации алгоритма === | |
| − | === Возможные способы и особенности реализации | + | === Результаты прогонов === |
| − | === | ||
| − | |||
=== Выводы для классов архитектур === | === Выводы для классов архитектур === | ||
| − | |||
| − | |||
| − | |||
== Литература == | == Литература == | ||
<references /> | <references /> | ||
| + | |||
| + | [[Категория:Статьи в работе]] | ||
| + | |||
| + | [[En:Breadth-first search (BFS)]] | ||
Текущая версия на 10:59, 1 июля 2022
| Алгоритм поиска в ширину (BFS) | |
| Последовательный алгоритм | |
| Последовательная сложность | [math]O(|V| + |E|)[/math] |
| Объём входных данных | [math]O(|V| + |E|)[/math] |
| Объём выходных данных | [math]O(|V|)[/math] |
| Параллельный алгоритм | |
| Высота ярусно-параллельной формы | [math]N/A, \max O(|V|) [/math] |
| Ширина ярусно-параллельной формы | [math]N/A, \max O(|E|) [/math] |
Основные авторы описания: И.В.Афанасьев
Содержание
- 1 Свойства и структура алгоритма
- 1.1 Общее описание алгоритма
- 1.2 Математическое описание алгоритма
- 1.3 Вычислительное ядро алгоритма
- 1.4 Макроструктура алгоритма
- 1.5 Схема реализации последовательного алгоритма
- 1.6 Последовательная сложность алгоритма
- 1.7 Информационный граф
- 1.8 Ресурс параллелизма алгоритма
- 1.9 Входные и выходные данные алгоритма
- 1.10 Свойства алгоритма
- 2 Программная реализация алгоритма
- 3 Литература
1 Свойства и структура алгоритма
1.1 Общее описание алгоритма
Поиск в ширину (англ. Breadth-First Search, BFS) позволяет вычислить кратчайшие расстояния (в терминах количества рёбер) от выделенной вершины ориентированного графа до всех остальных вершин, и/или построить корневое направленное дерево, расстояния в котором совпадают с расстояниями в исходном графе. Кроме того, поиск в ширину позволяет решать задачу проверки достижимости (существуют ли пути между вершиной источником и остальными вершинами графа). Впервые алгоритм поиска в ширину описан в работах Мура[1] и Ли[2].
Алгоритм основан на обходе вершин графа "по слоям". На каждом шаге есть множество "передовых" вершин, для смежных к которым производится проверка, относятся ли они к еще не посещенным. Все еще не посещенные вершины добавляются в новое множество "передовых" вершин, обрабатываемых на следующем шаге. Изначально в множество "передовых" вершин входит только вершина-источник, от которой и начинается обход.
В последовательном случае алгоритм имеет алгоритмическую сложность [math]O(|V| + |E|)[/math], где [math]|V|[/math] - число вершин в графе, [math]|E|[/math] - число ребер в графе.
1.2 Математическое описание алгоритма
Пусть задан граф [math]G = (V, E)[/math] без весов, и с выделенной вершиной-источником [math]u[/math]. Путем [math]P(u,v)[/math] между вершинами [math]u[/math] и [math]v[/math] называется множество ребер [math](u, v_1), (v_1, v_2), ... (v_{n-1}, v)[/math]. Длиной пути [math]d(u,v)[/math] обозначим число ребер в данном пути между вершинами [math]u[/math] и [math]v[/math]. Поиск в ширину находит кратчайшие пути [math]d(u,v)[/math] от вершины [math]u[/math] до всех остальных вершин графа описанным далее образом.
В начале работы алгоритма расстояние до вершины-источника [math]d(u)=0[/math], до остальных вершин [math]d(v) = \infty, \forall v \neq u [/math]. Также в начале работы алгоритма инициализируется множество [math]F = \{u\}[/math].
Далее на каждом шаге алгоритма строится множество вершин [math]P = {w} [/math], таких, что для [math]\forall v \in F \exists (v, w) \in E | d(w) = \infty [/math], при этом обновляются расстояния [math]d(w)=d(v)+1[/math] для [math]\forall w \in P [/math]. Затем производится переход на следующий шаг до тех пор, пока [math]P \neq \emptyset[/math]; при этом в начале каждого шага множество F заменяется на P.
1.3 Вычислительное ядро алгоритма
Вычислительным ядром алгоритма является обход вершин, смежных с выбранной вершиной [math]v[/math], с последующим добавлением еще не посещенных вершин в множество [math]P[/math]. Данная операция выполняется на каждом шаге для каждой вершины [math]v \in F[/math].
1.4 Макроструктура алгоритма
Алгоритм последовательно уточняет значения функции [math]d(v)[/math].
Структуру можно описать следующим образом:
1. Инициализация: всем вершинам присваивается предполагаемое расстояние [math]d(v)=\infty[/math], кроме вершины-источника, для которой [math]d(u)=0[/math] .
2. Помещение вершины источника [math]v[/math] в множество "передовых" вершин [math]F[/math].
3. Обход вершин множества [math]F[/math].
а) Инициализация множества [math]P=\emptyset[/math].
б) Для каждой вершины [math]v \in F[/math] обход всех вершин [math]w | \exists (v, w)[/math] (смежных с ней), c помещением в множество [math]P[/math] таких вершин [math]w | d(w)=\infty[/math].
в) Замена множества [math]F[/math] на [math]P[/math] и переход на шаг 3 в случае, если множество [math]F \neq \emptyset[/math].
1.5 Схема реализации последовательного алгоритма
Простейшая версия алгоритма поиск в ширину может быть реализована при помощи очередей на языке C++ следующим образом. Код приведен в предположении, что граф хранится в формате сжатого списка смежности: для каждой вершины в массиве vertices_to_edges_ptrs хранятся индекс начала и индекс конца списка смежных с ней вершин из массива dst_ids.
// init distances
for(int i = 0; i < vertices_count; i++)
_result[i] = MAX_INT;
// init queue and first vertex
std::queue<int> vertex_queue;
vertex_queue.push(_source_vertex);
_result[_source_vertex] = 1;
// do bfs
while(vertex_queue.size() > 0)
{
int cur_vertex = vertex_queue.front();
vertex_queue.pop();
long long first = vertices_to_edges_ptrs[cur_vertex];
long long last = vertices_to_edges_ptrs[cur_vertex + 1];
for(long long i = first; i < last; i++)
{
int dst_id = dst_ids[i];
if(_result[dst_id] == MAX_INT)
{
_result[dst_id] = _result[src_id] + 1;
vertex_queue.push(dst_id);
}
}
}
1.6 Последовательная сложность алгоритма
Алгоритм имеет последовательную сложность [math]O(|V| + |E|)[/math], где [math]|V|[/math] и [math]|E|[/math] - число вершин и ребер графа соответственно: алгоритм инициализирует начальный массив расстояний - [math]O(|V|)[/math] операций, а затем обходит каждую вершину один единственный раз - [math]O(|E|)[/math] операций. Данная оценка верна в случае, если формат хранения графа позволяет обходить вершины, смежные к выбранной (к примеру форматы списка смежности, сжатого списка смежности). При использовании других форматов оценка сложности может быть большей.
1.7 Информационный граф
Информационный граф классического алгоритма поиска в ширину приведен на рисунке 1.
На рисунке 1 используются следующие обозначения:
[1] - добавление вершины-источника [math]u[/math] к множеству [math]F[/math].
[2] - извлечение добавленной вершины [math]v[/math] из множества [math]F[/math].
[3] - проверка расстояний до вершин, смежных с вершиной [math]v[/math].
[4] - добавление еще не посещенных вершин в множество [math]P[/math].
[5] - замена множества [math]F[/math] на [math]P[/math] и проверка его пустоты. В случае непустого множества - переход на следующую итерацию, иначе завершение работы алгоритма.
Данный алгоритм имеет один важный недостаток при реализации: операция [4] требует бесконфликтной возможности добавления элементов в множество P, что, на практике, всегда будет сводиться к сериализации обращений к структуре данных, моделирующей данное множество.
В результате часто используется модификация алгоритма (далее алгоритм-2), использующая набор независимых структур данных для каждого из параллельных процессов. Информационный граф данного подхода приведен на рисунке 2.
Обозначения для рисунка 2:
[1] - добавление вершины-источника в множество [math]F[/math].
[2] - разделение данных множества [math]F[/math] между процессами
[3] - помещение в множества [math]F_i[/math] соответствующих данных из [math]F[/math] каждым процессом с номером i.
[4] - извлечение очередной вершины из множеств [math]F_i[/math], обход её соседей и добавление их в множество [math]P_i[/math] в случае, если они еще не посещены
[5] - попарное слияние множеств [math]P_i[/math] для различных процессов, итоговое преобразование их в множество [math]F[/math].
[6] - проверка условия выхода из цикла
Кроме того, в случае, если реализация структур данных, моделирующих множества [math]F[/math] и [math]P[/math], невозможна, может использоваться квадратичный по сложности алгоритм, схожий с алгоритм Беллмана-Форда. Основная идея заключается в том, что на каждом шаге производится обход всех ребер графа с обновлением текущего массива дистанций. Информационный граф данной модификации алгоритма приведен на рисунке 3.
Обозначения для рисунка 3:
[1] - инициализация расстояний до вершины-источника
[2] - инициализация расстояний до остальных вершин графа
[3] - загрузка информации об очередном ребре и обновление дистанций до соответствующих вершин.
[4] - проверка условия выхода из цикла
1.8 Ресурс параллелизма алгоритма
В ходе работы классический вариант алгоритма обходит граф по слоям. В каждый слой добавляются еще не посещенные вершины, достижимые из вершин предыдущего слоя. Обход вершин каждого слоя, как и их соседей, может производиться параллельно. Точно оценить число вершин в каждом слое невозможно в силу того, что их количество зависит от структуры связанности входного графа. Аналогично невозможно оценить число шагов алгоритма, за которое будут найдены все кратчайшие пути.
Произведем оценку ширины ярусно-параллельной формы алгоритма через максимальное число вершин p в слое среди всех шагов алгоритма. Тогда число параллельных операций на данном слое будет равно сумме числа смежных вершин для каждой вершины слоя: [math]\sum_{n=1}^{p} degree(v_i)[/math], при этом для каждого слоя данное значение будет различным. Высота ярусно-параллельной формы будет равна числу шагов в алгоритме и может быть оценена только сверху (не более [math]|V|[/math]).
При квадратичном подходе к параллельной реализации алгоритма на каждом шаге выполняется [math]O(|E|)[/math] операций, которые могут быть выполнены параллельно; таким образом, ширина ЯПФ данной модификации алгоритма равна [math]O(|E|)[/math]. Число шагов алгоритма, как и в классическом случае, зависит от структуры графа и может быть оценено сверху как [math]O(|V|)[/math].
1.9 Входные и выходные данные алгоритма
Входные данные: граф [math]G(V, E)[/math], [math]|V|[/math] вершин [math]v_i[/math] и [math]|E|[/math] рёбер [math]e_j = (v^{(1)}_{j}, v^{(2)}_{j})[/math], вершина-источник [math]u[/math].
Объём входных данных: [math]O(|V| + |E|)[/math].
Выходные данные (возможные варианты):
- для каждой вершины [math]v[/math] исходного графа расстояние [math]d(v)[/math], определенное как число ребер, лежащих на кратчайшем пути от вершины [math]u[/math] к [math]v[/math].
- для каждой вершины [math]v[/math] исходного графа значение достижимости (достижима или нет) от вершины-источника [math]u[/math].
Объём выходных данных: [math]O(|V|)[/math].
