Алгоритм Флойда-Уоршелла

Материал из Алговики
Перейти к навигации Перейти к поиску

Содержание

1 Свойства и структура алгоритма

1.1 Общее описание алгоритма

Алгоритм Флойда-Уоршелла[1][2][3] предназначен для решения задачи поиска всех кратчайших путей на графе. Для заданного ориентированного взвешенного графа алгоритм находит кратчайшие расстояния между всеми парами вершин за время [math]O(n^3)[/math]. Алгоритм применим к графам с произвольными, в том числе с отрицательными, весами. Таким образом, он является более общим в сравнении с алгоритмом Дейкстры, который не работает с отрицательными весами ребер. Также алгоритм распознаёт наличие отрицательных циклов.

1.2 Математическое описание алгоритма

Имеем граф [math]G=(V,E)[/math], в котором каждая вершина пронумерована от [math]1[/math] до [math]|V|[/math]. Сформируем матрицу смежности [math]D[/math]. Эта матрица имеет размер [math]|V|*|V|[/math] и каждому ее элементу [math]D_{ij}[/math] присвоен вес ребра, соединяющего вершину [math]i[/math] с вершиной [math]j[/math]. Заметим, что в силу ориентированности графа [math]G[/math] матрица [math]D[/math] может быть несимметрична.

По мере выполнения алгоритма данная матрица будет перезаписываться: в каждую из ее ячеек внесется значение, определяющее оптимальную длину пути из вершины [math]i[/math] в вершину [math]j[/math].

Полагаем диагональные элементы [math]D_{ii}[/math] равными нулю, а недиагональные элементы, соответствующие не инцидентным вершинам (не имеющим общего ребра), положим равными бесконечности или числу, заведомо большему возможного расстояния между ребрами.

Ключевая часть алгоритма состоит из трех циклов:
Для k от 1 до |V| выполнять
Для i от 1 до |V| выполнять
Для j от 1 до |V| выполнять
Если [math]{D_{ik}+D_{kj} \lt D_{ij}}[/math], то [math]{D_{ij} := D_{ik}+D_{kj}}[/math].

1.3 Вычислительное ядро алгоритма

Основной операцией алгоритма является релаксация элементов матрицы смежности: если [math]{D_{ik}+D_{kj} \lt D_{ij}}[/math], то производится присваивание [math]{D_{ij} := D_{ik}+D_{kj}}[/math].

1.4 Макроструктура алгоритма

1.5 Схема реализации последовательного алгоритма

1.6 Последовательная сложность алгоритма

Время выполнения этой программы, очевидно, имеет порядок [math]O(n^3)[/math], поскольку в ней практически нет ничего, кроме вложенных друг в друга трех циклов.

1.7 Информационный граф

1.8 Ресурс параллелизма алгоритма

1.9 Входные и выходные данные алгоритма

Входные данные: Матрица смежности D. Перед работой алгоритма матрица D заполняется длинами рёбер графа (или запредельно большим числом M, если ребра нет).
Выходные данные: Матрица кратчайших расстояний D.

1.10 Свойства алгоритма

Алгоритм может распознавать наличие отрицательных циклов: такой цикл существует, если один из диагональных элементов матрицы расстояний становится меньше нуля.

2 Программная реализация алгоритма

2.1 Особенности реализации последовательного алгоритма

2.2 Локальность данных и вычислений

2.2.1 Локальность реализации алгоритма

2.2.1.1 Структура обращений в память и качественная оценка локальности
2.2.1.2 Количественная оценка локальности

2.3 Возможные способы и особенности параллельной реализации алгоритма

2.4 Масштабируемость алгоритма и его реализации

2.4.1 Масштабируемость алгоритма

2.4.2 Масштабируемость реализации алгоритма

2.5 Динамические характеристики и эффективность реализации алгоритма

2.6 Выводы для классов архитектур

2.7 Существующие реализации алгоритма

3 Литература

  1. Roy, Bernard. “Transitivité Et Connexité.” Comptes Rendus De l'Académie Des Sciences 249 (1959): 216–218.
  2. Warshall, Stephen. “A Theorem on Boolean Matrices.” Journal of the ACM 9, no. 1 (January 1, 1962): 11–12. doi:10.1145/321105.321107.
  3. Floyd, Robert W. “Algorithm 97: Shortest Path.” Communications of the ACM 5, no. 6 (June 1, 1962): 345. doi:10.1145/367766.368168.