Diario di Marco Pagnin

Kruskal, Prim, Dijkstra, Bellman-Ford, Floyd-Warshall

Kruskal

L'amico Kruskal vuole trovare l'albero (o gli alberi) che collega i vertici tramite gli archi più leggeri possibile.

Per fare questo, divide i vertici di un grafo in tanti sottoinsiemi quanti sono i vertici, poi ordina gli archi e considera le coppie di vertici partendo dall'arco più leggero: se i vertici appartengono allo stesso insieme, ignora l'arco; altrimenti aggiunge l'arco all'albero di copertura e unisce i due sottoinsiemi.

Il risultato è un albero di copertura minimo, il tempo di esecuzione è Θ(E log E).

_(, )
1.  ← ∅
2.  ℎ  ∈ []  //per [] intendiamo l’insieme dei vertici di 
3.   _() //abbiamo creato  insiemi, ognuno dei quali contiene un vertice
4.   ℎ        // tipico degli algoritmi Greedy
5.  ℎ (, ) ∈ []  //che sono ordinati
6.    _() ≠ _() ℎ
7.      ←  ∪ {(, )}
8.     (, )
9.

Prim

L'amico Prim vuole trovare l'albero (o gli alberi) che collega i vertici tramite gli archi più leggeri possibile.

Per fare questo, sceglie uno dei vertici e lo inserisce nell'albero, poi controlla quale tra gli archi adiacenti è il più leggero (o i più leggeri), aggiunge il vertice all'albero e gli attribuisce un peso pari all'arco. Se durante la visita un vertice è già stato visitato, ma ha un peso maggiore dell'arco corrente, si cambia l'arco connesso e si aggiorna il peso del vertice.

Il risultato è un albero di copertura minimo, il tempo di esecuzione è O(E V log V) a patto di utilizzare per l'archiviazione dell'elenco dei vertici uno heap di Fibonacci.

_(, , )
1.  ← [] //inizializziamo Q con tutti i vertici di G
2.  ℎ  ∈  
3.   [] = ∞
4. [] = 0
5. [] = 
6. ℎ  ≠ ∅ 
7.    ← _() //estrae il vertice con campo key minore
8.    ℎ  ∈ []  //per ogni vertice adiacente al vertice estratto
9.       ∈  && (, ) < [] ℎ
10.       [] ←  //u diventa il padre di v
11.       [] ← (, ) //aggiorna il valore di key e riorganizza l’heap
12.   = {(, []) |  ∈  \ {}}

Dijkstra

L'amico Dijkstra vuole raggiungere nel tempo/spazio minore un vertice partendo da un altro vertice.

Per fare questo, come l'amico Dijkstra, inizializza tutti i vertici con peso ∞ e parent = NIL, poi iniziando dal vertice sorgente imposta nei vertici adiacenti il peso degli archi. Se arriva a un vertice già esplorato, ma il peso del vertice è maggiore del vertice "nuovo padre" più l'arco che li congiunge, ne cambia il padre e aggiorna il peso del vertice (rilassamento).

Il risultato è un albero in cui ciascun vertice è collegato alla sorgente con il percorso più breve possibile. Il costo dipende dall'implementazione dell'elenco dei vertici, e segue questa tabella:

	Grafo sparso	Grafo denso
Array lineare	O(n²)	O(n²)
Heap binario	O(n log n)	O(n² log n)

dove per "Grafo sparso" si intende un grafo in cui il numero di vertici e il numero di archi tende ad essere uguale E = Θ(V), mentre per "Grafo denso" si intende che E = Θ(V²).

NOTA: Dijkstra si incasina se ci sono archi con peso negativo.

__(, )
1.  ℎ  ∈ []
2.   [] ← +∞
3.   [] ← 
4. [] ← 0

(, , )
1.  [] > [] + (, ) ℎ
2.   [] ← [] + (, ) //aggiorna il peso del cammino da  a 
3.   [] ←  //aggiorna il predecessore

(, , )
1. __(, )
2.  ← ∅ //insieme dei vertici già estratti
3.  ← [] //vertici da estrarre
4. ℎ  ≠ ∅ 
5.    ← _()
6.    ←  ∪ {} // S si riempie
7.    ℎ  ∈ [] 
8.     (, , (, ))

Esempio

V(G) = {1};
1. (1,2), π(2) = NIL → 1, d(2) = ∞ → 2;
2. (1,3), π(3) = NIL → 1, d(3) = ∞ → 4
V(G) = {1, 2, 3};
1. i nodi esplorati sono:
  1. π(1) = NIL, d(1) = 0
  2. π(2) = 1, d(2) = 2
  3. π(3) = 1, d(3) = 4
2. (2, 4), π(4) = NIL → 2, d(4) = ∞ → d(2) + 7 = 9
3. (2, 3), π(3) = 1 → 2, d(3) = 4 → d(2) + 1 = 3
4. (3, 5), π(5) = NIL → 3, d(5) = ∞ → d(3) + 3 = 6
V(G) = {1, 2, 3, 4, 5}
1. i nodi esplorati sono:
  1. π(1) = NIL, d(1) = 0
  2. π(2) = 1, d(2) = 2
  3. π(3) = 2, d(3) = 3
  4. π(4) = 2, d(4) = 9
  5. π(5) = 3, d(5) = 6
2. (5, 4), π(4) = 2 → 5, d(5) = 9 → d(5) + 2 = 8
3. (5, 6), π(6) = NIL → 5, d(6) = ∞ → d(5) + 5 = 11
4. (4, 6), π(6) = 5 → 4, d(6) = ∞ → d(4) + 1 = 10

Bellman-Ford

Gli amici Bellman e Ford vogliono raggiungere nel tempo/spazio minore un vertice partendo da un altro vertice, ma in un grafo che può avere pesi negativi.

Uno dei motivi per cui i grafi con pesi negativi sono più incasinati di quelli con pesi solo positivi è che se c'è un ciclo e il suo bilancio è negativo (es. a→b = +2, b→a = -5) per ridurre il peso del cammino basta ciclare all'infinito il loop.

L'algoritmo è piuttosto semplice: per ogni vertice per ogni arco applica il rilassamento; poi controlla che per ogni arco il suo peso sia minore o uguale della somma del vertice più l'arco che li congiunge. In caso contrario è di fronte a un cappio con bilancio negativo e l'algoritmo si ferma restituendo falso.

Il costo dipende dal tipo di grafo, se sparso o denso:

	Grafo sparso	Grafo denso
Dijkstra - Array lineare	O(n²)	O(n²)
Dijkstra - Heap binario	O(n log n)	O(n² log n)
Bellman-Ford	O(n²)	O(n³)

_(, , )
1. __(, )
2.   = 1  |[]| − 1 
3.    ℎ (, ) ∈ [] 
4.     (, , (, ))
5.  ℎ (, ) ∈ [] 
6.    [] > [] + (, ) ℎ
7.      
8.

Floyd-Warshall

Gli amici Floyd e Warshall vogliono raggiungere nel tempo/spazio minore qualunque vertice partendo da un altro vertice qualunque, cioè vogliono calcolare tutti i percorsi minimi possibili.

In modo simile a una matrice M di adiacenza, creano una matrice n*n tale con w: E→R che per ogni cella i,j:

se i == j allora M[i, j] = 0
se i != j e (i, j) è un arco, allora M[i, j] = w(i, j)
se i != j e (i, j) non è un arco, allora M[i, j] = ∞

Per ogni vertice controllano se la somma di ciascun vertice entrante più ciascun vertice uscente ha un peso minore dell'arco diretto o del valore calcolato precedentemente.

Il costo spaziale di questo algoritmo è n², perché abbiamo bisogno di iniziare con quella che - di fatto - è una matrice nxn di adiacenza. Il costo temporale dell'algoritmo è n³, perché per ogni arco (compresi quelli con valore ∞, cioè compresi gli archi "assenti", che quindi corrispondono a ogni coppia nxn) dobbiamo iterare ogni vertice.

Esempio

La matrice di partenza richiede che siano valorizzati tutti gli archi e che gli "auto-archi" siano impostati a zero.

	A
DA		1	2	3	4
	1	0	∞	∞	∞
	2	∞	0	∞	∞
	3	∞	∞	0	∞
	4	∞	∞	∞	0

Gli archi da nodo verso se stesso sono impostati a zero

	1	2	3	4
1	0	3	∞	7
2	8	0	2	∞
3	5	∞	0	1
4	2	∞	∞	0

Gli altri archi sono riportati (senza calcoli). Gli archi rimanenti, che non esistono, sono impostati a infinito.

Passaggio vertice 1: si riportano gli zeri, tutta la riga 1 e tutta la colonna 1, poiché rappresentano archi diretti che non è neccessario calcolare.

Il passaggio "vertice 1"
	1	2	3	4
1	0	3	∞	7
2	8	0
3	5		0
4	2			0

Ora cerchiamo di calcolare il cammino da 2 a 3. L'arco diretto riporta il peso 2, dobbiamo capire se arrivare da 2 a 3 passando per 1 è più conveniente. (2,1) pesa 8, (1, 3) pesa infinito, 8+∞ = ∞, quindi ci conviene tenere l'arco diretto.

Il passaggio "vertice 1"
	1	2	3	4
1	0	3	∞	7
2	8	0	2
3	5		0
4	2			0

Ora cerchiamo di calcolare il cammino da 2 a 4. L'arco diretto riporta il peso ∞, dobbiamo capire se arrivare da 2 a 4 passando per 1 è più conveniente. (2,1) pesa 8, (1, 4) pesa 7, 8+7 = 15, quindi ci conviene passare per 1.

Il passaggio "vertice 1"
	1	2	3	4
1	0	3	∞	7
2	8	0	2	15
3	5		0
4	2			0

Da 3 a 2 l'arco diretto è ∞, mentre passando per 1 è 5+3 = 8, quindi cambiamo in 8.

Da 3 a 4 l'arco diretto è 1, mentre passando per 1 è 5+7 = 12, quindi teniamo 1.

Da 4 a 2 l'arco diretto è ∞, mentre passando per 1 è 2+3 = 5, quindi cambiamo in 5.

Da 4 a 3 l'arco diretto è ∞, mentre passando per 1 è 2+∞ = ∞, quindi lasciamo ∞.

Il passaggio "vertice 1"
	1	2	3	4
1	0	3	∞	7
2	8	0	2	15
3	5	8	0	1
4	2	5	∞	0

Partendo da questa tabella, si ripete per gli altri tre vertici.

_()
1.  ← [] //calcolo il numero di righe, ovvero il numero di vertici
2. 0 = 
3.   = 1  
4.     = 1   
5.       = 1   
6.       [,]() = min([,](−1) + [,](−1), [](−1))
7.

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I cinque algoritmi sui grafi da sapere

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