Kürzeste Wege. Ein Startknoten, nichtnegative Gewichte

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1 Kürzeste Wege Gegeben ein Digraph D = (V, A) mit Bogengewichten c(a). Aufgabe: Finde einen Weg W von einem Knoten zu allen anderen oder zu einem bestimmten mit c(w) minimal. Problem: negative Gewichte Hamiltonische-Wege Problem Unterscheidung der Algorithmen: nichtnegative Gewichte auch negative Gewichte möglich Ein Startknoten, nichtnegative Gewichte Idee: Dekomposition eine kürzesten (s, w)-weges in einen kürzesten (s, u)-weg plus kürzesten (u,w)-weg. Algorithmus: Dijkstra-Algorithmus Input: Digraph D = (V,A), Gewichte c(a) 0 für alle a A, ein Knoten s V (und ein Knoten t V \{s}). Output: Kürzeste gerichtete Wege von s nach v für alle v V und ihre Länge (bzw. ein kürzester (s,t)-weg). Datenstrukturen: DIST(v) = Länge des kürzesten (s, v)-weges VOR(v) = Vorgänger von v im kürzesten (s, v)-weg 1

2 2 0. Setze: 1. Alle Knoten seien unmarkiert. DIST(s) := 0 DIST(v) := + für alle v V \{s} VOR(v) := s für alle v V 2. Bestimme einen unmarkierten Knoten u, so dass DIST(u) = min{dist(v) : v unmarkiert}. Markiere u. (Falls u = t, gehe zu 5.) 3. Für alle unmarkierten Knoten v mit uv A führe aus: Falls DIST(v) > DIST(u) + c(uv) setze: DIST(v) := DIST(u) + c(uv) und VOR(v) := u. 4. Sind noch nicht alle Knoten markiert, gehe zu Für alle markierten Knoten v ist DIST(v) die Länge des kürzesten (s, v)-weges. Falls v markiert ist und DIST(v) < +, so ist VOR(v) der Vorgänger von v in einem kürzesten (s,v)-weg, d.h. durch Rückwärtsgehen bis s kann ein kürzester (s, v)-weg bestimmt werden. (Brechen wir das Verfahren nicht in Schritt 2 ab und gilt am Ende DIST(v) = +, so heißt das, dass es in D keinen (s,v)-weg gibt.) Beispiel. DIST(s) DIST(a) DIST(b) DIST(c) DIST(d) DIST(t) Unmarkiert Start {s,a,b,c,d,t} Markiere s 0 5s + s 7s + s + s {a, b, c, d, t} Markiere a a 7 9a + {b, c, d, t} Markiere c c {b, d, t} Markiere d d {b, t} Markiere b b {t} (Markiere t) Demnach ist der kürzeste Weg von s nach t und hat Länge 15. s c b t

3 3 Theorem Der Dijkstra-Algorithmus arbeitet korrekt. Proof. Über Induktion nach der Anzahl k der markierten Knoten zeigen wir: Ist v markiert, so enthält DIST(v) die Länge eines kürzesten (s, v)-weges. Ist v unmarkiert, so enthält DIST(v) die Länge eines kürzesten (s, v)-weges, wobei nur markierte Knoten als innere Knoten zugelassen sind. k = 1: Dann ist nur s markiert und die Behauptung gilt sicherlich. Sei die Behauptung also richtig für k 1 markierte Knoten. Das Verfahren habe in Schritt 2 einen (k + 1)-sten Knoten u markiert. Nach Ind.-voraussetzung ist DIST(u) die Länge eines kürzesten (s, u)-weges, der als innere Knoten nur die ersten k markierte Knoten benutzen darf. Angenommen, es existiere ein kürzerer Weg P von s nach u. Dann muss er einen Bogen von einem markierten Knoten zu einem unmarkierten enthalten. Sei vw der erste derartige Bogen auf dem Weg P. Der Teilweg P von P von s nach w benutzt dann nur markierte KnotenalsinnereKnoten.DeshalbgiltDIST(w) c( P) c(p) <DIST(u).Aberdieswiderspricht DIST(u) DIST(w) entsprechend der Auswahl von u in Schritt 2. Es bleibt zu zeigen: Für die derzeit unmarkierten Knoten v ist DIST(v) die Länge eines kürzesten (s,v)-weges, der nur markierte Knoten als innere hat. In Schritt 3 wird die Länge eines (s,v)- Weges über markierte Knoten verschieden von u verglichen mit der Länge eines (s, v)-weges über markierte Knoten, der als vorletzten Knoten den Knoten u enthält. Der vorletzte Knoten auf einem kürzesten (s, v)-weg ist aber entweder u oder ein anderer (vor u) markierter Knoten. Daraus folgt die Behauptung. In der Datenstruktur VOR merken wir uns zu jedem Knoten v seinen Vorgänger in einem kürzesten (s, v)-weg. Einen kürzesten (s, v)-weg erhält man dann gemäß: v, VOR(v), VOR(VOR(v)),...,VOR(...VOR(v)...) = s Offensichtlich ist durch VOR( ) eine Arboreszenz definiert. Theorem Sei D = (V,A) ein Digraph mit nichtnegativen Bogengewichten und s V. Es gibt eine Arboreszenz B mit Wurzel s, so dass für jeden Knoten v V, für den es einen (s,v)-weg in D gibt, der (eindeutig bestimmte) gerichtete Weg in B von s nach v ein kürzester (s,v)-weg ist. Anzahl Operationen des Dijkstra-Algorithmus: O( V 2 ) Ein Startknoten, beliebige Gewichte Das Problem, einen kürzesten Weg in einem Digraphen mit beliebigen Bogengewichten zu bestimmen, ist trivialerweise äquivalent zum Problem, einen längsten Weg in einem Digraphen mit beliebigen Gewichten zu finden. Wäre dies in polynomialer Zeit lösbar, so könnte man auch das N P-vollständige Problem lösen, zu entscheiden, ob ein Digraph einen gerichteten hamiltonischen Weg hat. Dijkstra-Algorithmus: funktioniert nur für nichtnegative Gewichte! jetzt: beliebige Gewichte, aber der Digraph ist azyklisch. In diesem Fall können die Knoten so numeriert werden, dass (u,v) A u < v. D.h. wir haben eine Ordnung auf den Knoten, die während des Verfahrens benutzt werden kann.

4 4 Algorithmus: Moore-Bellman-Algorithmus für azyklische Digraphen Input: Azyklischer Digraph D = (V,A), Gewichte c(a) für alle a A (auch negative Gewichte sind zugelassen), ein Knoten s V. Output: Kürzeste gerichtete Wege von s nach v für alle v V und ihre Länge. Datenstrukturen: DIST(v), VOR(v) v V. O.B.d.A. nehmen wir an, dass V = {1,2,...,n} gilt und alle Bögen die Form (u,v) mit u < v haben. Setze: FOR v = s+1 TO n DO FOR u = s TO v 1 DO DIST(s) := 0 DIST(v) := + für alle v V \{s} VOR(v) := s für alle v V \{s} Falls (u,v) A und DIST(u)+c(uv) <DIST(v) setze DIST(v) :=DIST(u)+c(uv) und VOR(v) := u. Falls DIST(v) < +, so enthält DIST(v) die Länge des kürzesten gerichteten Weges von s nach v, und aus VOR kann ein kürzester (s, v)-weg entnommen werden. Falls DIST(v) = +, so existiert in D kein (s,v)-weg. Theorem Der Moore-Bellman-Algorithmus funktioniert für beliebige azyklische Digraphen mit beliebigen Gewichten. Proof. Nach Voraussetzung haben alle Bögen in D die Form (u,v) mit u < v. Deshalb enthält jeder (s,v)-weg mit v > s als innere Knoten nur solche Knoten u mit s u < v. Durch Induktion nach v = s+1,...,n zeigen wir, dass DIST(v) die Länge eines kürzesten (s,v)- Weges ist. v = s+1 o.k. Sei die Behauptung richtig für alle Knoten s+1,...,v. Betrachte den Knoten v+1. Ein kürzester s,v+1-weg besteht entweder nur aus dem Bogen (s,v+1) (falls vorhanden) oder aber er führt zu einem Knoten s+1 u v und benutzt anschließend die Kante u,v +1. Dieses Minimum wird jedoch in der innersten Schleife berechnet. Daraus folgt die Behauptung. Anzahl Operationen des Moore-Bellman-Algorithmus: O( V 2 ) Wichtig für spätere Kapitel ist eine Variante des Moore-Bellman-Algorithmus, welche für beliebige Gewichte und beliebige Digraphen funktioniert, sofern es keinen gerichteten negativen Kreis gibt. Diese Variante heißt Yen-Variante und hat Laufzeit O( V 3 ). Wichtig: Mit dem Verfahren kann man tatsächlich testen, ob D einen negativen gerichteten Kreis enthält! Ein solcher wird in polynomialer Zeit gefunden.

5 5 Algorithmus: Yen-Variante Input: Azyklischer Digraph D = (V,A), Gewichte c(a) für alle a A (auch negative Gewichte sind zugelassen), ein Knoten s V. Output: Kürzeste gerichtete Wege von s nach v für alle v V und ihre Länge. Datenstrukturen: DIST(v),VOR(v) v V.ZurVereinfachungderDarstellungnehmenwiran,dassV = {1,2,...,n} und s = 1 gilt. Setze: FOR m = 0 TO n 2 DO Falls m gerade: FOR v = 2 TO n DO DIST(s) := 0 DIST(v) := + für alle v V \{s} VOR(v) := s für alle v V \{s} FOR u = 1 TO v 1 DO Falls m ungerade: Falls (u,v) A und DIST(u)+c(uv) <DIST(v) setze DIST(v) :=DIST(u)+c(uv) und VOR(v) := u. FOR v = n 1 DOWNTO 1 BY 1 DO FOR u = n DOWNTO v +1 BY 1 DO Falls (u,v) A und DIST(u)+c(uv) <DIST(v) setze DIST(v) :=DIST(u)+c(uv) und VOR(v) := u. Falls DIST(v) < +, so enthält DIST(v) die Länge eines kürzesten (s, v)-weges und aus VOR(v) kann wie üblich ein kürzester (s,v)-weg entnommen werden. Falls DIST(v) = +, so gibt es in D keinen (s, v)-weg. Theorem Die Yen-Variante des Moore-Bellman-Algorithmus arbeitet korrekt, falls D keinen negativen gerichteten Kreis enthält. Proof. (Skizze) DIST wird geeignet interpretiert. Sei wie im Algorithmus s = 1 und V = {1,2,...,n}. Ein Bogen mit (u,v) mit u < v heißt Aufwärtsbogen, ein Bogen mit (u,v) mit u > v heißt Abwärtsbogen. Ein Richtungswechsel auf einem (s, v)-weg tritt auf, wenn auf einen Aufwärtsbogen ein Abwärtsbogen folgt oder umgekehrt. Da s = 1, ist der erste Bogen immer ein Aufwärtsbogen.

6 6 Wir bezeichnen mit DIST(v, m) den Inhalt von DIST(v) nach Beendigung der m-ten Iteration der äußeren Schleife. Behauptung: Für alle v V \{s}und 0 m n 2ist DIST(v,m) der kürzeste aller (s,v)-wege mit höchstens m Richtungswechseln. Daraus folgt für m = n 2 der Satz. Die Behauptung für m = 0 folgt aus der Korrektheit des Moore-Bellman-Algorithmus. Induktion nach m. Die Behauptung gelte für m. Zu zeigen ist sie für m+1. Fall 1. m+1 ungerade (m+1 gerade geht analog). Der erste Bogen eines jeden Weges von s nach v ist Aufwärtsbogen. m+1 ungerade Für einen Weg mit genau m + 1 Richtungswechslen ist der letzte Bogen ein Abwärtsbogen. Nun führt man Induktion nach v = n,n 1,...,2 durch. Jeder (s,n)-weg ended mit einem Aufwärtsbogen. DIST(n,m+1) =DIST(n,m). Gelte die Behauptung v = n,...,u. Betrachte Knoten u 1. Der kürzeste Weg von s nach u 1 mit genau m+1 Richtungswechseln endet mit einem Abwärtsbogen (w,u 1) mit w > u 1 bei m+1 Richtungswechseln. Der kürzeste Weg mit höchstens m + 1 Richtungswechseln berechnet sich dann gemäß der Formel, die im Algorithmus berechnet wird: min{dist(u 1, m), min w=u,...,n {DIST(w,m+1)+c(w,u 1)}} Erster Term: kürzester Weg mit höchstens m Richtungswechseln. Zweiter Term: Da hier der Weg P(s,w),wennerm+1Richtungswechselhatte,mitAbwärtskanteendet,hatauchderWegP(s,w) (w,n 1) nur m+1 Richtungswechsel. Hatte P(s,w) nur m Richtungswechsel, so hat P(s,w) (w,u 1) höchstens m+1 Richtungswechsel. Bemerkung: Sei D stark zusammenhängend ( gerichtete Wege von s zu jedem Knoten). Dann enthält D einen negativen Kreis genau dann, wenn bei einer zusätzlichen Ausführung der äußeren Schleife (m = n 1) der Wert DIST(v) für mindestens einen Knoten v V geändert wird.