一、最小生成树
首先应该理解最小生成树的定义：
包含图的所有顶点,V-1条边
没有回路
边的权重和最小
那么实际问题中用到最小生成树是什么时候呢？很多人都觉得学习算法没用，在实际生活工作中根本就用不上，其实并不是用不上，只是你根本没有想到要去用而已！使用了算法后你就会发现事情原来可以这么简单高效！
实际中如需要使用最少的电线给一栋房子安装电路。就可以用最小生成树解决。
1. Prim算法
该算法利用了贪心的思想，大体上与dijkstra算法类似，都需要对每一个顶点保存一个距离值dv和pv，以及一个visit指标，标记是否已经过改点。pv则表示导致dv改变的最后的顶点。算法有一点不同就是**dv的定义不同：**dijkstra算法里dv的定义是源点到各个点之间的最短距离，而prim算法里的dv则是该树的所有点到其所有邻接点之间的最短距离。更新法则：在每一个顶点v被选取以后，检查它的每一个邻接点是否受影响，每一个邻接点w，dw＝min(dw, Cw,v)
代码描述如下：
/* 邻接矩阵存储 - Prim最小生成树算法 */
Vertex FindMinDist( MGraph Graph, WeightType dist[] )
{ /* 返回未被收录顶点中dist最小者 */
Vertex MinV, V;
WeightType MinDist = INFINITY;
for (V=0; V<Graph->Nv; V++) {
if ( dist[V]!=0 && dist[V]<MinDist) {
/* 若V未被收录，且dist[V]更小 */
MinDist = dist[V]; /* 更新最小距离 */
MinV = V; /* 更新对应顶点 */
}
}
if (MinDist < INFINITY) /* 若找到最小dist */
return MinV; /* 返回对应的顶点下标 */
else return ERROR; /* 若这样的顶点不存在，返回-1作为标记 */
}
int Prim( MGraph Graph, LGraph MST )
{ /* 将最小生成树保存为邻接表存储的图MST，返回最小权重和 */
WeightType dist[MaxVertexNum], TotalWeight;
Vertex parent[MaxVertexNum], V, W;
int VCount;
Edge E;
/* 初始化。默认初始点下标是0 */
for (V=0; V<Graph->Nv; V++) {
/* 这里假设若V到W没有直接的边，则Graph->G[V][W]定义为INFINITY */
dist[V] = Graph->G[0][V];
parent[V] = 0; /* 暂且定义所有顶点的父结点都是初始点0 */
}
TotalWeight = 0; /* 初始化权重和 */
VCount = 0; /* 初始化收录的顶点数 */
/* 创建包含所有顶点但没有边的图。注意用邻接表版本 */
MST = CreateGraph(Graph->Nv);
E = (Edge)malloc( sizeof(struct ENode) ); /* 建立空的边结点 */
/* 将初始点0收录进MST */
dist[0] = 0;
VCount ++;
parent[0] = -1; /* 当前树根是0 */
while (1) {
V = FindMinDist( Graph, dist );
/* V = 未被收录顶点中dist最小者 */
if ( V==ERROR ) /* 若这样的V不存在 */
break; /* 算法结束 */
/* 将V及相应的边<parent[V], V>收录进MST */
E->V1 = parent[V];
E->V2 = V;
E->Weight = dist[V];
InsertEdge( MST, E );
TotalWeight += dist[V];
dist[V] = 0;
VCount++;
for( W=0; W<Graph->Nv; W++ ) /* 对图中的每个顶点W */
if ( dist[W]!=0 && Graph->G[V][W]<INFINITY ) {
/* 若W是V的邻接点并且未被收录 */
if ( Graph->G[V][W] < dist[W] ) {
/* 若收录V使得dist[W]变小 */
dist[W] = Graph->G[V][W]; /* 更新dist[W] */
parent[W] = V; /* 更新树 */
}
}
} /* while结束*/
if ( VCount < Graph->Nv ) /* MST中收的顶点不到|V|个 */
TotalWeight = ERROR;
return TotalWeight; /* 算法执行完毕，返回最小权重和或错误标记 */
}2. kruskal算法
其思想就是直接了当的贪心，每次都将权值最短的边收进来：可以将每个顶点都看成一棵树，然后将权值最短的边的顶点连接起来，在不构成回路的情况下，将这些森林合并成一棵树。
具体算法设计时我们应该考虑到效率问题，选取权值最小边时应使用最小堆来存储结构；还有一个难点就是怎么判断新加入一条边后构不构成回路？这里可以使用并查集。
代码描述：
/* 邻接表存储 - Kruskal最小生成树算法 */
/*-------------------- 顶点并查集定义 --------------------*/
typedef Vertex ElementType; /* 默认元素可以用非负整数表示 */
typedef Vertex SetName; /* 默认用根结点的下标作为集合名称 */
typedef ElementType SetType[MaxVertexNum]; /* 假设集合元素下标从0开始 */
void InitializeVSet( SetType S, int N )
{ /* 初始化并查集 */
ElementType X;
for ( X=0; X<N; X++ ) S[X] = -1;
}
void Union( SetType S, SetName Root1, SetName Root2 )
{ /* 这里默认Root1和Root2是不同集合的根结点 */
/* 保证小集合并入大集合 */
if ( S[Root2] < S[Root1] ) { /* 如果集合2比较大 */
S[Root2] += S[Root1]; /* 集合1并入集合2 */
S[Root1] = Root2;
}
else { /* 如果集合1比较大 */
S[Root1] += S[Root2]; /* 集合2并入集合1 */
S[Root2] = Root1;
}
}
SetName Find( SetType S, ElementType X )
{ /* 默认集合元素全部初始化为-1 */
if ( S[X] < 0 ) /* 找到集合的根 */
return X;
else
return S[X] = Find( S, S[X] ); /* 路径压缩 */
}
bool CheckCycle( SetType VSet, Vertex V1, Vertex V2 )
{ /* 检查连接V1和V2的边是否在现有的最小生成树子集中构成回路 */
Vertex Root1, Root2;
Root1 = Find( VSet, V1 ); /* 得到V1所属的连通集名称 */
Root2 = Find( VSet, V2 ); /* 得到V2所属的连通集名称 */
if( Root1==Root2 ) /* 若V1和V2已经连通，则该边不能要 */
return false;
else { /* 否则该边可以被收集，同时将V1和V2并入同一连通集 */
Union( VSet, Root1, Root2 );
return true;
}
}
/*-------------------- 并查集定义结束 --------------------*/
/*-------------------- 边的最小堆定义 --------------------*/
void PercDown( Edge ESet, int p, int N )
{ /* 改编代码4.24的PercDown( MaxHeap H, int p ) */
/* 将N个元素的边数组中以ESet[p]为根的子堆调整为关于Weight的最小堆 */
int Parent, Child;
struct ENode X;
X = ESet[p]; /* 取出根结点存放的值 */
for( Parent=p; (Parent*2+1)<N; Parent=Child ) {
Child = Parent * 2 + 1;
if( (Child!=N-1) && (ESet[Child].Weight>ESet[Child+1].Weight) )
Child++; /* Child指向左右子结点的较小者 */
if( X.Weight <= ESet[Child].Weight ) break; /* 找到了合适位置 */
else /* 下滤X */
ESet[Parent] = ESet[Child];
}
ESet[Parent] = X;
}
void InitializeESet( LGraph Graph, Edge ESet )
{ /* 将图的边存入数组ESet，并且初始化为最小堆 */
Vertex V;
PtrToAdjVNode W;
int ECount;
/* 将图的边存入数组ESet */
ECount = 0;
for ( V=0; V<Graph->Nv; V++ )
for ( W=Graph->G[V].FirstEdge; W; W=W->Next )
if ( V < W->AdjV ) { /* 避免重复录入无向图的边，只收V1<V2的边 */
ESet[ECount].V1 = V;
ESet[ECount].V2 = W->AdjV;
ESet[ECount++].Weight = W->Weight;
}
/* 初始化为最小堆 */
for ( ECount=Graph->Ne/2; ECount>=0; ECount-- )
PercDown( ESet, ECount, Graph->Ne );
}
int GetEdge( Edge ESet, int CurrentSize )
{ /* 给定当前堆的大小CurrentSize，将当前最小边位置弹出并调整堆 */
/* 将最小边与当前堆的最后一个位置的边交换 */
Swap( &ESet[0], &ESet[CurrentSize-1]);
/* 将剩下的边继续调整成最小堆 */
PercDown( ESet, 0, CurrentSize-1 );
return CurrentSize-1; /* 返回最小边所在位置 */
}
/*-------------------- 最小堆定义结束 --------------------*/
int Kruskal( LGraph Graph, LGraph MST )
{ /* 将最小生成树保存为邻接表存储的图MST，返回最小权重和 */
WeightType TotalWeight;
int ECount, NextEdge;
SetType VSet; /* 顶点数组 */
Edge ESet; /* 边数组 */
InitializeVSet( VSet, Graph->Nv ); /* 初始化顶点并查集 */
ESet = (Edge)malloc( sizeof(struct ENode)*Graph->Ne );
InitializeESet( Graph, ESet ); /* 初始化边的最小堆 */
/* 创建包含所有顶点但没有边的图。注意用邻接表版本 */
MST = CreateGraph(Graph->Nv);
TotalWeight = 0; /* 初始化权重和 */
ECount = 0; /* 初始化收录的边数 */
NextEdge = Graph->Ne; /* 原始边集的规模 */
while ( ECount < Graph->Nv-1 ) { /* 当收集的边不足以构成树时 */
NextEdge = GetEdge( ESet, NextEdge ); /* 从边集中得到最小边的位置 */
if (NextEdge < 0) /* 边集已空 */
break;
/* 如果该边的加入不构成回路，即两端结点不属于同一连通集 */
if ( CheckCycle( VSet, ESet[NextEdge].V1, ESet[NextEdge].V2 )==true ) {
/* 将该边插入MST */
InsertEdge( MST, ESet+NextEdge );
TotalWeight += ESet[NextEdge].Weight; /* 累计权重 */
ECount++; /* 生成树中边数加1 */
}
}
if ( ECount < Graph->Nv-1 )
TotalWeight = -1; /* 设置错误标记，表示生成树不存在 */
return TotalWeight;
}二、拓扑排序
排课的时候，根据课程的难易程度及知识体系有些课是要先上有些课需要后上，那么在给定了一些课的先后顺序，我们怎样来安排这些课的总体顺序呢？
实际中拓扑排序的应用必入关键路径问题，一般用于安排项目的工序。
首先明确下拓扑序的概念：如果图中从v到w有一条有向路径，则v一定排在w之前。满足此条件的顶点序列称为一个拓扑序。
AOV如果有合理的拓扑序，必定是有向无环图。
具体我们怎么实现算法呢？简单的可以直接：
每次都选择入度为0的顶点，并把它和它的边一起从图中删除。
删除其事就是将与它相邻的顶点的入度减一。
算法的效率很大部分决定于找到入度为0的点，但是当图是稀疏图时，顺序扫描的方法就显得效率低下。那么有没有更好的办法呢？
一种很好的方法就是将入度为0的顶点放入一个容器中（栈或队列），然后没将相邻点入度减一的同时检查它的入度是否降为0，是的话就放入容器中。
代码实现：
/* 邻接表存储 - 拓扑排序算法 */
bool TopSort( LGraph Graph, Vertex TopOrder[] )
{ /* 对Graph进行拓扑排序, TopOrder[]顺序存储排序后的顶点下标 */
int Indegree[MaxVertexNum], cnt;
Vertex V;
PtrToAdjVNode W;
Queue Q = CreateQueue( Graph->Nv );
/* 初始化Indegree[] */
for (V=0; V<Graph->Nv; V++)
Indegree[V] = 0;
/* 遍历图，得到Indegree[] */
for (V=0; V<Graph->Nv; V++)
for (W=Graph->G[V].FirstEdge; W; W=W->Next)
Indegree[W->AdjV]++; /* 对有向边<V, W->AdjV>累计终点的入度 */
/* 将所有入度为0的顶点入列 */
for (V=0; V<Graph->Nv; V++)
if ( Indegree[V]==0 )
AddQ(Q, V);
/* 下面进入拓扑排序 */
cnt = 0;
while( !IsEmpty(Q) ){
V = DeleteQ(Q); /* 弹出一个入度为0的顶点 */
TopOrder[cnt++] = V; /* 将之存为结果序列的下一个元素 */
/* 对V的每个邻接点W->AdjV */
for ( W=Graph->G[V].FirstEdge; W; W=W->Next )
if ( --Indegree[W->AdjV] == 0 )/* 若删除V使得W->AdjV入度为0 */
AddQ(Q, W->AdjV); /* 则该顶点入列 */
} /* while结束*/
if ( cnt != Graph->Nv )
return false; /* 说明图中有回路, 返回不成功标志 */
else
return true;
}