最短路径算法的弗洛伊德算法的数学归纳法冥想证明 Version 1.0

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最短路径算法的弗洛伊德算法的数学归纳法冥想证明 Version 1.0

1 t0 A7 U% Y/ Z7 K; B% t. }4 r5 q                                作者：李均宇（李恒星）  2015.09.07

   我二十年前已了解迪杰斯特拉算法，最近忽有兴趣开发了一款最短路径算法小软件EXE，了却二十年前的心愿。余庆未了，网上了解了还有多种方法，如A-Star,johnson,bellman,SPFA等算法，其中最感兴趣的是弗洛伊德算法。百度了，看了很多源码，大同小异。但对弗洛伊德算法原理，网上讲的，我看后也觉似懂非懂。利用抗战70周年纪念日放假期间，我闭关冥想，想到了N步的方法，但冥想出来的源码，总比网上讲的多一层循环。于是继续冥想，想到了要用数学归纳法来证明弗洛伊德算法。百度下，好似网上暂没这方面资料，于是共享出来，与诸君分享，不知对错也，网上讲到的什么迭代法，总是不太对似的，弗法可能并没有这么简单的：
& t  ~8 a. \& t+ s* o4 u' f8 c假设顶点数为N，
    N=4，5，6时，具体的弗法正确性，我就不想验证了。
假设N<=n时，弗法是正确的，如何证明N=n+1时，弗法仍是正确的？
3 ]2 A( B) ^2 ]/ G. e4 @( Y    先研究下N=n弗法正确时的特性。
/ `. w9 L& T% H+ t% m/ vN=n时，所有的n个顶点两两组合的边D[i,j]，不论虚边实边（直接的称实边，要通过其他顶点的叫虚边，我如此定义先），全部有值，且为最小值最短路径。N<n时，也就是最外层循环，每到一个值K时，此值K的弗法全是正确。
: Z, H- n! O0 k/ v7 X当N=n+1时，新加一点，称最后一点K。
. @# x; y( T* _8 w. Z; w+ N7 m* {令最后一点K总在循环中排在最后一位，三重循环中都是排在最后一位。
) a. {+ o% W; m* n令最外层循环为k,中间层循环为j，最内层循环为i。
定理一：
   最后一点k若改变i与j之距D[i,j]，则所有经过i与j之最短路必同步更新且不分先后。
证明：
# c' k. Q  E- a. Y+ l0 n  假设点x经过最短路径D[i,j]，D[i,x]=D[i,j]+D[j,x]或D[i,x]=D[i,j]-D[j,x]。
. L* |4 p# G6 V0 Q+ a+ b1 A/ a7 O2 ZD[i,j]已被替换成为了D[i,k]+D[j,k]，而D[j,k]+D[j,x]>=D[k,x]或D[j,k]+D[j,x]>=D[k,x].
4 P% m. V+ ^% g3 m% v所以D[i,x]>=D[i,k]+D[k,x]，所以x点必被更新，也就是执行松驰操作。
. E0 \" h9 }1 U定理二：
   最后一点k若改变i与j之距D[i,j]，则经过i与j之最短路必不经过最后一点k。
/ U2 }" I. n: H# q+ o- J证明：
# D: \0 o# X/ n8 I8 c3 y! g, O& C   由定理一知，如果经过最后一点k，则D[i,k]本身要变，但正是用D[i,k]来执行松驰操作的，所以矛盾。
" f/ b  D% R5 n1 Q3 J* j
定理四：
# Q% B* y/ R) k, T( x   最后一点k与任一点之连线D[i,k]或D[j,k]必非无穷大，即必已连接(不论虚边实边)。
" J/ ]& y7 b/ y) H8 H证明：
4 L* a" n% I  d, ?1 `+ A: h; d2 ~3 N   k为最内层循环点最后一位。取i,j最小者位于中间层循环，最大者位于最外层循环。
2 L, Z1 C' f" \0 V此为max(i,j)<n之弗法，弗法已假设N<=n时全成立，现在求证N=n+1时情况。
可知i,j必连通,即D[i,j]必非无穷大。
D[i,k],D[j,k]两个不可能都是无穷大，这可以取min(i,j)来递归而知,min迭代到一条实边则可止，或本身数学归纳法内部要嵌套另一个数学归纳法来证明其中小引理。
即知D[i,k],D[j,k]必有一个是连通的，D[i,j]也是连通的，从而三点必全连通，必非无穷大。
1 `0 _3 Z8 I6 U  C定理五：
+ ]2 V; ?. g) d" {; C   与k相连已经全是最短路。
证明：
- G' J% O/ l( U  ?   因为与最后一点k相连的，全部没有变动，全部已非无穷大，所以经过k点的必是最短路。

所以新增一点k，由定理五知，当最外层循环到最后一位k时，所有经过k点的已是最短路。
: k# n# k' Y; O% ]所有对原来N=n时的弗法最短路的调整松弛操作，全能同步更新经过相关点的最短路，也就是原来的n个点的弗法，后来仍是最短路。
, G. U( _" ]" k. ~* o6 F则N=n+1时，全部三重循环后，全部仍是最短路。
由数学归纳法知，三重循环的弗洛伊德算法是正确的。
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- a) O% U3 a, D, N% g2 H关于弗洛伊德算法的新证明：2015.09.23
4 E! t/ ^" a# R  A
* ?/ f/ @3 U( p' n; h  n3 F经过弗法的三重循环后，任意两点之间的距离已是最短路。
) n- j% N$ S; f仍用数学归纳法，假设N <= n时，弗法是正确的，要证明，N = n+1时，弗法仍是成立的。
0 g# f9 {1 p% {' U' R* P  F& o设k = n+1是最后一点。
如果任意两点间的最短路径结过的顶点数是小于k的，那么根据假设知弗法正确是最短路的。
, x4 \' V( ~* ^7 W7 Y+ n如果任意两点间的最短路径结过的顶点数是等于k的。那么知摘去最后3个顶点即只剩下(k-3)个点时，是N <= n的情形。
; l" Q% }. ?, Z' @5 S起点是a点,终点是b点,与k点直接相连的是c点,d点 。
当最外层第三重循环循环到最后三点k,c,d时，ac,bd已经连通了是N <= n的弗法情形。
k,c,d三点，无论哪个是先是后的组合，都必定能够令ab连通且最短路。
6 C/ j& K4 Y2 W3 r! [6 Y例如k点连通cd，c点连通ad,d点连通ab。
又如c点连通ak（ck不用c点连通，因为原始边长早已有数值早已连通）,k点连通ad,d点连通ab。
/ j2 h1 [8 ]2 Q! E/ \4 a3 g所以命题得证。

/ S% ^3 q' t1 O0 I$ J! E
# Y1 C, Y7 c% |


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