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

释永思

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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

                                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：
假设顶点数为N，
/ j" W7 N4 l/ Y) b1 |) y    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？
    先研究下N=n弗法正确时的特性。
, W2 s+ n/ G6 N) j$ o: O' C& w% k8 s4 KN=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。
. l2 H' e* x  U7 J当N=n+1时，新加一点，称最后一点K。
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。
4 }1 m& e2 ^) l3 l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。
' ]1 W, S" `) J证明：
  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]。
D[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].
0 D9 H3 g. |& u" [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。
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。
证明：
   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。

定理四：
   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)。
证明：
4 @5 o) b. d" F2 F   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。
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。
( Y. r  e9 X4 l5 m可知i,j必连通,即D[i,j]必非无穷大。
$ X7 w1 B. h7 V8 wD[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。
/ v) m* \5 U5 a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。
定理五：
: ]3 s$ Q8 j5 }" R" T2 d5 K+ ]   与k相连已经全是最短路。
- Q  h8 h4 N$ _4 V7 S证明：
2 R7 u1 b7 i) M% a" {, U( L   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。
& S9 ?: T+ h& x- |/ Z5 V( k
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。
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。
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。
0 x1 d# C& {' R! D' f( r8 P! X///////////////////////////////////////////////////////////////////////////////////////
0 Y- c# l' r7 j2 `6 `1 E关于弗洛伊德算法的新证明：2015.09.23
. Y, i' W6 D$ `! ^2 K$ q$ r
  t7 m7 a5 @5 d9 n6 H" u经过弗法的三重循环后，任意两点之间的距离已是最短路。
5 E# c/ C# q" W" c, N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。
设k = n+1是最后一点。
! x1 N! Q* v4 u" W5 Q" j$ ]- R2 S8 F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。
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。
7 S' [/ [) L. v: D1 A. x& M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。
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。
$ A/ p5 S! C! n0 l  Q所以命题得证。

  v& j" o% Z6 {0 y7 q0 a& }
' J+ b0 e, m, O; R5 w. ]
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$ D5 E: C( Q0 v  ^% L/ f2 s


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0 t2 M: `4 e1 P) D1 D4 g$ V

我的头大啊

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