问题求解III-HW05 题解

求图的最小环 (也称为图的围长(girth)) 有多种常见的思路，以下介绍两种方法，分别适用于稀疏图和稠密图。

基于删边+最短路的算法

枚举图中的每条边，对于一条边 $(u, v)$，求出不经过这条边从 $u$ 到 $v$ 的最短路，这样拼上边 $(u, v)$ 就找到了经过边 $(u, v)$ 的最小环。

该算法需要枚举每条边，暂时性地删除该边之后跑一遍 Dijkstra 算法，故时间复杂度为 $O(m^2\log n)$，适用于稀疏图。

基于Floyd的算法

理解该算法需要对 Floyd 有比较深入的理解。上一个算法中我们对于每条边求经过它的最小环，该算法中我们对于每个顶点求经过它且它的标号最大的环中权值最小的那个。形式化地，

$$ \begin{align} girth(G)&=\min_{c\subseteq G} len(c) \qquad \text{…以下所有 c 均代表环}\\ &=\min_{k=1}^n\min_{c\subseteq G\wedge \text{c中标号最大的点为k}}len(c)\\ &= \min_{k=1}^n\min_{1\leq i<j<k\wedge (i, k), (k, j)\in E(G)}\min_{c\subseteq G\wedge \text{c中标号最大的点为k}\wedge i, j\in V(c)} len(c) \\ &= \min_{k=1}^n\min_{1\leq i<j<k\wedge (i, k), (k, j)\in E(G)}\min_{c\subseteq G\wedge \text{c中标号最大的点为k}\wedge i, j\in V(c)} w(i, k) + w(k, j) + dist(i, j, <k) \end{align} $$

简单来说，设最大标号的顶点为 $k$，我们再枚举环上和 $k$ 相邻的两个顶点 $i$ 和 $j$，此时只要求出 从 $i$ 到 $j$，只经过标号小于 $k$ 的顶点的最短路，将这条路与 $(i, k), (k, j)$ 拼接起来，就构成了一个经过 $(i, k), (k, j)$ 且编号最大顶点为 $k$ 的最小环。将所有这些候选环放在一起求最小，就是全局的最小环。

至于加粗部分，求法就在 Floyd 的三重循环中：

for (int k = 1; k <= n; k++)
    /*
     * 循环不变式：
     * 此时 dist[i][j] 的值为从 $i$ 到 $j$ 且中途只经过小于 $k$ 的顶点的最短路
     */
    for (int i = 1; i <= n; i++)
        for (int j = 1; j <= n; j++)
            if (i != j && i != k && j != k)
                dist[i][j] = min(dist[i][j], dist[i][k] + dist[k][j]);

大家只要证明了注释中的循环不变式，便理解了 Floyd 算法执行过程的精髓，也理解了 Floyd 算法的正确性由来。该算法的时间复杂度为 $O(n^3)$，适用于稠密图。

多源最短路有著名的 Johnson 算法求解，其主要步骤为：

• 建立一个超级起点向图中所有节点连边，使用 Bellman-Ford 算法求出超级起点到所有节点的最短路，记为 $h$。该过程同时可以判断图中是否有负圈。
• 对于原图中的边 $(u, v)$，将其边权改为 $w'(u, v) = w(u, v) + h(u) - h(v)$，枚举起点使用 Dijkstra 算法求最短路。

该算法的正确性主要体现在：

• 由于 $h$ 是最短路，所以有三角不等式：对于任意 $u, v$，有 $h(u) + w(u, v) \geq h(v)$，因此修改过后的边权 $w'(u, v)$ 必为非负数，满足 Dijkstra 算法的使用条件。
• $h$ 的存在很像物理中的“势能”，这是因为在修改过边权的图中，从 $u$ 到 $v$ 的任意一条路径 $p: u=x_1\to x_2\to \cdots \to x_n=v$ 的长度为 $$ \begin{align} len(p) &= \sum_{i=1}^{n-1} w'(x_i, x_{i+1}) \\ &= \sum_{i=1}^{n-1} w(x_i, x_{i+1}) + h(x_i) - h(x_{i+1}) \\ &= \sum_{i=1}^{n-1} + w(x_i, x_{i+1}) + h(u) - h(v) \end{align} $$ 可以看到，修改过边权的图上的路径长度相较于原图，只和起点、终点的“势能”有关，和中间经过的节点无关。这点保证了新图上的最短路一定也是原图上的最短路。