最短路径问题：
如果从图中某一顶点（称为端点）到达另一顶点（称为终点）的路径可能不止一条，如何找到一条路径使得沿此路径上各边上的权值总和达到最小。
（1）Dijkstra 算法 (2) Floyd 算法
1、边上权值非负情形的单源最短路径问题
为求得这些最短路径，Dijkstra提出按路径长度的递增次序，逐步产生最短路径的算法。首先求出长度最短的一条路径，在参照它求出长度次短的一条路径，以此类推，直到从顶点v到其他各顶点的最短路径全部求出为止。
1)算法思想：设G=(V,E)是一个带权有向图，把图中顶点集合V分成两组，第一组为已求出最短路径的顶点集合（用S表示，初始时S中只有一个源点，以后每求得一条最短路径 , 就将加入到集合S中，直到全部顶点都加入到S中，算法就结束了），第二组为其余未确定最短路径的顶点集合（用U表示），按最短路径长度的递增次序依次把第二组的顶点加入S中。在加入的过程中，总保持从源点v到S中各顶点的最短路径长度不大于从源点v到U中任何顶点的最短路径长度。此外，每个顶点对应一个距离，S中的顶点的距离就是从v到此顶点的最短路径长度，U中的顶点的距离，是从v到此顶点只包括S中的顶点为中间顶点的当前最短路径长度。
引入辅助数组dist。它的每一个分量dist[i]表示当前找到的从源点v0到终点vi的最短路径长度。
初始状态：
若从源点v0到顶点有边，则dist[i]为该边上的权值；
若从源点v0到顶点vi无边，则dist[i]为无穷。
2)算法步骤：
a.初始时，S只包含源点，即S＝{v}，v的距离为0。U包含除v外的其他顶点，即:U={其余顶点}，若v与U中顶点u有边，则<u,v>正常有权值，若u不是v的出边邻接点，则<u,v>权值为∞。
dtst[j]=Edge[0][j], j=1,2 ,..., n-1;
b.从U中选取一个距离v最小的顶点k，把k，加入S中（该选定的距离就是v到k的最短路径长度）。
dist[k]=min{dist[i]}
c.修改以k为新考虑的中间点，修改U中各顶点的距离；若从源点v到顶点u的距离（经过顶点k）比原来距离（不经过顶点k）短，则修改顶点u的距离值，修改后的距离值的顶点k的距离加上边上的权。
d.重复步骤b和c直到所有顶点都包含在S中。
void ShortestPath(MTGraph G, int v){ //MTGraph是一个n顶点的带权有向图 EdgeData dist[G.n]; //最短路径长度数组 int path[G.n]; //最短路径数组 int S[G.n]; //最短路径顶点集合 for（int i=0;i
时间复杂度为O(n^2)
(2) Floyd-Warshall算法
算法思想：
对于顶点i和j:首先：
考虑从i到j 是否有以顶点1为中间点的路径： i, 1, j, 即考虑图中是否有边<i, 1>和<1, j>，若有，则新路径i，1，j的长度是C[i][1]+C[1][j]，比较路径i, j和i,1,j的长度，并以较短者为当前所求得的最短路径。该路径是中间点序号不大于1的最短路径。
其次：
考虑，从i到j是否包含顶点2为中间点的路径，若没有，则从i到j 的最短路径任然是第一步中求出的，若有，则 i, ... , 2, ... , j可分解成两条路径 i，... , 2和2，... , j, 相加比较，取最短者为当前求得的从i到j的中间点序号不大于2的最短路径。
以此类推。。。
算法的基本思想是：
从最初的邻接矩阵A0开始，递推地生成矩阵序列A1，A2，。。。，An
若要求的最短路径本身，还必须要设置一个路径矩阵P[n][n]，在第k次迭代中求得的path[i][j]，是从i到j的中间点序号不大于k的最短路径上顶点i的后继顶点。算法结束时，由path[i][j]的值就可以得到从i到j的最短路径上的各个顶点。
计算A矩阵序列方法：十字交叉法
http://blog.csdn.net/winbobob/article/details/38272679