最短路径中的Floyd算法（弗洛伊德算法）的较为严格的冥想证明过程

释永思

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最短路径中的Floyd算法（弗洛伊德算法）的较为严格的冥想证明过程：
( w& w% X8 M/ I4 S: B仍用数学归纳法，
假设N<=n时，弗法正确。具体值我就不验证了。
当N=n+1时，假设最新一点最后一点为K，此时K=n+1，
7 M& m" n, y8 U- L2 b9 ~4 X) B三重循环中，我们都把K排在循环中的最后一位。
) I9 q; D7 Y) m  q! s现在我们要证明的是，加上新点K点后，经过弗法的三重循环，原来的n点之间仍是最短距离，但是n点与K点之间的短离是不是最短的就不知的。
如果原来的n点的某两点之间最短距是与K点无关的，显然经过三重循环后，就是最短距了。
如果原来的n点的某两点之间最短距是经过K点的，假设P1，P2,P3,,,Pk-1,Pk,Pk+1,,,Pm本应是实边最短距，不是虚边最短距。
1 G& W  v+ j, |那么由弗法知，P1,P2,P3,,,Pk-1与PK+1，，，，Pm已是连通的最短路了。且Pk-1Pk与PKPK+1是原始实边，不是虚边。
经过最外层最后一次循环的松驰操作，必能连通P1，P2,P3,,,Pk-1,Pk,Pk+1,,,Pm。
所以得证：加上新点K点后，经过弗法的三重循环，原来的n点之间仍是最短距离，但是n点与K点之间的短离是不是最短的就不知的。
( ~2 n* s9 d/ W' w  F由于对称性，将K点置入内部，把P1点放到最后一点，原来的循环结果不会变的，
! R) J/ U# K  o' V. t, m所以三重循环后，K点与原来的点（除P1外）的最短距，就可以求出来了。
; U/ A6 U7 G$ ?+ B/ {1 Z& i- c9 @由于对称性，将K点置入内部，把P2点放到最后一点，原来的循环结果不会变的，
9 w% o2 f! R( s. m4 p' d0 w所以三重循环后，K点与原来的点（除P2外，但P1不除外）的最短距，就可以求出来了。
所以K点与原来的n个点的最短距，也就已经求出来的了，仍是原来的三重循环也。
2 y3 s9 R/ m) B# v; O/ J- F这样，弗法就可以较为严格的证明了。
4 Y: I, D' s* K0 w+ i/ K=========================================
为何假设P1，P2,P3,,,Pk-1,Pk,Pk+1,,,Pm本应是实边最短距，不是虚边最短距？？？
4 l* I! W: m. ]; ]如果是虚边最短距，也可以转化成实边最短距，然后结果一样的。
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