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最短路——spfa
适用范围：给定的图存在负权边，这时类似Dijkstra等算法便没有了用武之地，而Bellman-Ford算法的复杂度又过高，SPFA算法便派上用场了。 我们约定有向加权图G不存在负权回路，即最短路径一定存在。当然，我们可以在执行该算法前做一次拓扑排序，以判断是否存在负权回路，但这不是我们讨论的重点。
算法思想：我们用数组d记录每个结点的最短路径估计值，用邻接表来存储图G。我们采取的方法是动态逼近法：设立一个先进先出的队列用来保存待优化的结点，优化时每次取出队首结点u，并且用u点当前的最短路径估计值对离开u点所指向的结点v进行松弛操作，如果v点的最短路径估计值有所调整，且v点不在当前的队列中，就将v点放入队尾。这样不断从队列中取出结点来进行松弛操作，直至队列空为止
期望的时间复杂度O(ke)， 其中k为所有顶点进队的平均次数，可以证明k一般小于等于2。
实现方法：
建立一个队列，初始时队列里只有起始点，再建立一个表格记录起始点到所有点的最短路径（该表格的初始值要赋为极大值，该点到他本身的路径赋为0）。然后执行松弛操作，用队列里有的点作为起始点去刷新到所有点的最短路，如果刷新成功且被刷新点不在队列中则把该点加入到队列最后。重复执行直到队列为空。
判断有无负环：
如果某个点进入队列的次数超过N次则存在负环（SPFA无法处理带负环的图）
首先建立起始点a到其余各点的
最短路径表格
首先源点a入队，当队列非空时：
１、队首元素（a）出队，对以a为起始点的所有边的终点依次进行松弛操作（此处有b,c,d三个点），此时路径表格状态为：
在松弛时三个点的最短路径估值变小了，而这些点队列中都没有出现，这些点
需要入队，此时，队列中新入队了三个结点b,c,d
队首元素b点出队，对以b为起始点的所有边的终点依次进行松弛操作（此处只有e点），此时路径表格状态为：
在最短路径表中，e的最短路径估值也变小了，e在队列中不存在，因此e也要
入队，此时队列中的元素为c，d，e
队首元素c点出队，对以c为起始点的所有边的终点依次进行松弛操作（此处有e,f两个点），此时路径表格状态为：
在最短路径表中，e，f的最短路径估值变小了，e在队列中存在，f不存在。因此
e不用入队了，f要入队，此时队列中的元素为d，e，f
队首元素d点出队，对以d为起始点的所有边的终点依次进行松弛操作（此处只有g这个点），此时路径表格状态为：
在最短路径表中，g的最短路径估值没有变小（松弛不成功），没有新结点入队，队列中元素为f，g
队首元素f点出队，对以f为起始点的所有边的终点依次进行松弛操作（此处有d，e，g三个点），此时路径表格状态为：
在最短路径表中，e，g的最短路径估值又变小，队列中无e点，e入队，队列中存在g这个点，g不用入队，此时队列中元素为g，e
队首元素g点出队，对以g为起始点的所有边的终点依次进行松弛操作（此处只有b点），此时路径表格状态为：
在最短路径表中，b的最短路径估值又变小，队列中无b点，b入队，此时队列中元素为e，b
队首元素e点出队，对以e为起始点的所有边的终点依次进行松弛操作（此处只有g这个点），此时路径表格状态为：
在最短路径表中，g的最短路径估值没变化（松弛不成功），此时队列中元素为b
队首元素b点出队，对以b为起始点的所有边的终点依次进行松弛操作（此处只有e这个点），此时路径表格状态为：
在最短路径表中，e的最短路径估值没变化（松弛不成功），此时队列为空了
最终a到g的最短路径为１４
上面的一坨说白了就是：先拿一个点（起点）入队，然后那这个点与他相连的边进行更新最小值，若更新成功，把相连的点加入队列中，改点弹出，重复上诉操作，直到队列变成空。这是我们所要求的对短路都放在了dis数组里。
代码：
法一：（但是我不喜欢这种方式）
#include<cstdio>using namespace std;struct node{int x; int value; int next;};node e[60000];int visited[1505],dis[1505],st[1505],queue[1000];int main(){ int n,m,u,v,w,start,h,r,cur; while(scanf("%d%d",&n,&m)!=EOF) { for(int i=1;i<=1500;i++) { visited[i]=0; dis[i]=-1; st[i]=-1; //这个初始化给下边那个while循环带来影响 } for(int i=1;i<=m;i++) { scanf("%d%d%d\n",&u,&v,&w); e[i].x=v; //记录后继节点 相当于链表中的创建一个节点，并使得数据域先记录 e[i].value=http://www.mamicode.com/w; e[i].next=st[u]; //记录顶点节点的某一个边表节点的下标，相当于在链表中吧该边表节点的next指针先指向他的后继边表节点 st[u]=i; //把该顶点的指针指向边表节点，相当于链表中的插入中，头结点的指针改变 } start=1; visited[start]=1; dis[start]=0; h=0; r=1; queue[r]=start; while(h!=r) { h=(h+1)%1000; cur=queue[h]; int tmp=st[cur]; visited[cur]=0; while(tmp!=-1) { if (dis[e[tmp].x]<dis[cur]+e[tmp].value) //改成大于号才对 { dis[e[tmp].x]=dis[cur]+e[tmp].value; if(visited[e[tmp].x]==0) { visited[e[tmp].x]=1; r=(r+1)%1000; queue[r]=e[tmp].x; } } tmp=e[tmp].next; } } printf("%d\n",dis[n]); } return 0; }
法二：
#include<queue>#include<cstdio>#define INF 2147483647LLusing namespace std;struct node { int to,dis,next;}edge[500005];int n,m,num,head[10001],dis[10001];//n 点的个数 m 连边的条数 s 起点 dis_1 储存最小边 inline void edge_add(int from,int to,int dis){ num++; edge[num].to=to; edge[num].dis=dis; edge[num].next=head[from]; head[from]=num;}void SPFA(int start){ queue<int>que; bool if_in_spfa[10001]; for(int i=1;i<=n;i++) dis[i]=INF,if_in_spfa[i]=false;//初始化 dis[start]=0,if_in_spfa[start]=true;//加入第一个点（起点） que.push(start);//将起点入队 while(!que.empty())//如果队列不为空，就接着执行操作，直到队列为空 { int cur_1=que.front();//取出队列的头元素 que.pop();//将队列头元素弹出 for(int i=head[cur_1];i;i=edge[i].next)//枚举与该点连接的边 { if(dis[cur_1]+edge[i].dis<dis[edge[i].to])//如果能更新最小值 { dis[edge[i].to]=edge[i].dis+dis[cur_1];//更新最小值 if(!if_in_spfa[edge[i].to])//将所能更新的没入队的元素入队 { if_in_spfa[edge[i].to]=true;//标记为已入队 que.push(edge[i].to);//推入队中 } } } if_in_spfa[cur_1]=false;//将该点标记为出队列 }}int main(){ int s; scanf("%d%d%d",&n,&m,&s); int from,to,dis; for(int i=1;i<=m;i++) { scanf("%d%d%d",&from,&to,&dis); edge_add(from,to,dis);//用邻接链表储存 } SPFA(s);//从起点开始spfa for(int i=1;i<=n;i++) printf("%d ",dis[i]); return 0;}
最短路——spfa