【正文】 計(jì)算了下列分區(qū)序列： 0P ={{a},,{c},nhcuj7d3,{e},{f}} 1P={{a,d},,{c},{e},{f}} 2P ={{a,d},,{c},{e,f}} 3P ={{a,d},,{c,e,f}} 4P ={{a,d,c,e,f},} 5P ={{a,b,c,d,e,f}} Kruskal 算法實(shí)現(xiàn) 函數(shù) KruskalAlgorithm 的參數(shù)指向帶權(quán)無(wú)向圖的 const 型引用，且權(quán)時(shí) int 類型。(*p)。 edge=dynamic_castEdgeamp。 return delete。 PriorityQueueamp。(*p)。assoc。 對(duì)于上面的計(jì)算公式，當(dāng) i=j 時(shí)變?yōu)? ）（， ],[],[],[m i n]ii[ )1()1()1k()k( ikAkiAiiAA kk ?? ?? （ 1≤ i≤ n， 1≤ j≤ n） 若 k=1，則參數(shù)中的前項(xiàng) 0],[)0( ?iiA ；后項(xiàng) ],[],[ )0()0( ikAkiA ? 必定 大于等于 0，所以 )0(A 中的對(duì)角線元素一樣，均為 0，均為 0：同理，當(dāng) k=2， 3,… ..n 時(shí)， )k(A 中的對(duì)角線元素也均為 0。p=()。amp。++w) if ( distance[v][w]!=max()) (*new WeightededEdge( Result[v],result[w],*new int(distance[v][w])))。in。++v) for (Vertex::Number w=0。 } Floyd 算法原理 Floyd 算法是解決關(guān)于密集圖的每對(duì)頂點(diǎn)間 最短路徑問題的動(dòng)態(tài)程序設(shè)計(jì)方法，它有效地利用了鄰接矩陣。 } ++p。 Iteratoramp。 PrimAlgorithm(Graph constamp。 } delete amp。()1) { Assocamp。 Iteratoramp。此算法的基本思想是：將圖 G 中的邊按權(quán)值從大道小的順序依次選取，若選取的邊使生成樹 T 不形成回路，則把它并入 TE中，保留為 T 的一條邊，若選取的邊使生成樹 T 形成回路，則將其舍棄，如此進(jìn)行下去，直到 TE 中包含 n1 條邊為止，此時(shí)的 T 即為最小生成樹。 } delete amp。 if(!table[v0].known) { Table[v0].known=true。 Digraphamp。從 b 開始經(jīng)過 a 至 c 的長(zhǎng)度為 4，由于它小于 b 至 c 的路徑長(zhǎng)度 5，所以頂點(diǎn) c 被賦予新的值 4，并把它的前驅(qū)賦予路徑 a。算法開始之前，最短路徑是未知的， Dv 也是不確定的，在算法執(zhí)行期間，算法檢查候 選路徑并修改 Dv 的值。間的通信總是足以使圖中水平鏈路處于飽和，為了使流量達(dá)到最大， X與 X39。 （ 5） 負(fù) 載。常用的伎倆標(biāo)準(zhǔn)有如下幾種： （ 1） 路徑長(zhǎng)度。在源路由選擇系統(tǒng)里，路由器只是一個(gè)存儲(chǔ)和發(fā)送設(shè)備，負(fù)責(zé)向下一節(jié)點(diǎn)發(fā)送數(shù)據(jù)包。當(dāng)路由器接收 5網(wǎng)絡(luò)發(fā)生變化的消息后，就會(huì)重新計(jì)算路由，并向其他路由器發(fā)出路由修正消息。 （ 4） 快速收斂性。因此，在園區(qū)網(wǎng)、地區(qū)網(wǎng)乃至整個(gè) Inter 研究領(lǐng)域中，路由技術(shù)始終處于核心地位，其發(fā)展歷程和方向，成為整個(gè) Inter 研究的一個(gè)縮影?；诤诵穆酚善鞯穆酚蛇x擇最優(yōu)化算法研究與實(shí)現(xiàn) 論文摘要 *（中文） 論文摘要 *（英文） 目錄 引言 隨著高速網(wǎng)絡(luò)技術(shù)和多媒體技術(shù)的飛速發(fā)展，計(jì)算機(jī)網(wǎng)絡(luò)的應(yīng)用已經(jīng)滲透到生活當(dāng)中的各個(gè)領(lǐng)域，網(wǎng)絡(luò)在整個(gè)經(jīng)濟(jì)發(fā)展中的作用越來越重要，帶來的價(jià)值也越來越多。 路由選擇算法概述 由于某些 關(guān)鍵特性的不同，各種路由選擇算法也不同。路由選擇算法必須能夠迅速收斂。其他自路由器接收到這些消息后，將重復(fù)上述過程直至所有路由器的路由表更新完畢。在這種系統(tǒng)中，主機(jī)具有路由選擇的智能。路徑長(zhǎng)度（ path length）是最普通的一種計(jì)量標(biāo)準(zhǔn)。負(fù)載（ load）是指網(wǎng)絡(luò)資源（如路由器）的繁忙成都。應(yīng)該完全切斷數(shù)據(jù)傳送。最初，對(duì)所有的 V，當(dāng) V≠ Vs 時(shí)， Dv=∞；當(dāng) V=Vs 時(shí)， Dv=0. （ 3） Pv是頂點(diǎn)的前驅(qū)，即從 Vs 到 V 的最短路徑具有形式 {Vs,?， Pv， V }。按照以上方式進(jìn)行 n 遍，直至找出所有的最短路徑。DijkstraAlgorithm（ Digraph constamp。 Iteratoramp。p。 圖 是邊帶權(quán)無(wú)向圖，圖 是 Kruskal 算法作用于圖 的處理過程。 p=g..Edges()。 assoc=dynamic_castAssocamp。partition。 g, Verter constamp。 p=(v0)。 } delete amp。 Floyd 算法從圖的鄰接矩陣（對(duì)角線上的元素定義為 0）開始，按照頂點(diǎn)n,......2,1 ,VVV 的次序，分別以每個(gè)頂點(diǎn) kV （ 1≤ k≤ n）作為新考慮的中間點(diǎn)，在第 k1 次運(yùn)算1kA （ )0(A 為圖的鄰接矩陣 GA）的基礎(chǔ)上，求出每對(duì)頂點(diǎn)iV到 jV 的目前最短路徑長(zhǎng)度 kA [i，j],計(jì)算公式為 ]),[],[],[m i n (],[ )1()1()1()k( jkAkiAjiAjiA kkk ??? ?? （ 1≤ i≤ n， 1≤ j≤ n） 其中 min 函數(shù)表示取其參數(shù)表中的較小值，參數(shù)表中的前向表示在第 k1 次運(yùn)算后得到的iV到 jV 的目前最短路徑長(zhǎng)度，后項(xiàng)表示考慮以 kV (1≤ k≤ n)作 為的中間點(diǎn)， 所得到的iV到 jV的路徑長(zhǎng)度。w,n。++i) for(vertex::Number v=o。 return result。++w) if(distance[v][i]!=max()amp。 Iteratoramp。當(dāng) k 從 1 取到 n 后矩陣 )n(A 就是最后得到的結(jié)果，其中每個(gè) ],[)n( jiA 就是 頂點(diǎn)iV到 jV 的最短路徑長(zhǎng)度。 } delete amp。 edge=dynamic_castWeightedEdgeamp。 ArrayTableEntrytable(n)。queue。 Edgeamp。 edge=dynamic_castWeightedEdgeamp。當(dāng)從邊集數(shù)組中按次序選取一條邊時(shí)，若它的兩個(gè)端點(diǎn)分屬于不同的集合，則表明此邊聯(lián)通了兩個(gè)不同的連通分量，因每個(gè)連通分量無(wú)回路，所以連通后得到的連通分量仍不會(huì)產(chǎn)生回路，此邊應(yīng)保留作為生成樹的一條邊，同時(shí)把端點(diǎn)所長(zhǎng)的兩個(gè)集合合并成一個(gè)，即成為一個(gè)連通分量；當(dāng)選取的一條邊的兩個(gè)端點(diǎn)同屬于一個(gè)集合時(shí)，此邊應(yīng)放棄，因同一個(gè)集合中的頂點(diǎn)是連通無(wú)回路的，若再加入一條邊則必產(chǎn)生回路。assoc。 While(!()) { WeightedEdgeamp。 s） {