Algorithme de Prim

Arbre couvrant de poids minimum

L'algorithme de Prim est un algorithme glouton qui calcule un arbre couvrant minimal dans un graphe connexe valué et non orienté. En d'autres termes, cet algorithme trouve un sous-ensemble d'arêtes formant un arbre sur l'ensemble des sommets du graphe initial, et tel que la somme des poids de ces arêtes soit minimale. Si le graphe n'est pas connexe, alors l'algorithme détermine un arbre couvrant minimal d'une composante connexe du graphe.

Historique

L'algorithme a été développé en 1930 par le mathématicien tchèque Vojtech Jarnik puis a été redécouvert et republié par Robert C. Prim et Edsger W. Dijkstra en 1959. Ainsi, il est parfois appelé DJP algorithm, Jarník's algorithm, Prim–Jarník algorithm, ou Prim–Dijkstra algorithm.

Principe

L'algorithme consiste à faire croître un arbre depuis un sommet. On commence avec un seul sommet puis à chaque étape, on ajoute une arête de poids minimum ayant exactement une extrémité dans l'arbre en cours de construction. En effet, si ses deux extrémités appartenaient déjà à l'arbre, l'ajout de cette arête créerait un deuxième chemin entre les deux sommets dans l'arbre en cours de construction et le résultat contiendrait un cycle.

Exemple

Exécution de l'algorithme de Prim depuis le sommet A.

À droite, on donne un exemple d'exécution de l'algorithme de Prim.

Pseudo-code

Le pseudo-code de l'algorithme de Prim est similaire à celui de l'algorithme de Dijkstra et utilise le type abstrait file de priorité.

 fonction prim(G, s)
       pour tout sommet t
              cout[t] := +∞
              pred[t] := null
       cout[s] := 0
       F := file de priorité contenant les sommets de G avec cout[.] comme priorité 
       tant que F ≠ vide
            t := F.defiler
            pour toute arête t--u avec u appartenant à F
                si cout[u] >= poids(t--u)
                       pred[u] := t
                       cout[u] := poids(t--u)
                       F.notifierDiminution(u)
                        
       retourner pred

Au début tous les sommets sont dans la file de priorité. La priorité est donnée par cout[.]. Autrement dit, le sommet possédant la plus faible valeur dans le tableau cout[.] sortira en premier de la file. On retire un à un les sommets de la file de priorité. Le tableau pred[.] contient le prédécesseur d'un sommet dans l'arbre en construction. L'algorithme retourne le tableau pred qui représente l'arbre couvrant de poids minimum.

Complexité

On effectue $|V|$ opérations défiler et $2|E|$ opérations réduire priorité, où $|V|$ est le nombre de sommets dans le graphe et $|E|$ est le nombre d'arcs dans le graphe. Si l'on regarde la complexité de ces deux opérations avec trois possibilités de files de priorités, on obtient les complexités ci-dessous:

File de priorité	Graphe	Complexité temporelle
liste ou tableau	matrice d'adjacence	$O(|V|^{2})$
tas min binaire	liste d'adjacence	$O((|V|+|E|)\log |V|)=O(|E|\log |V|)$
tas de Fibonacci	liste d'adjacence	$O(|E|+|V|\log |V|)$

Preuve de correction

Soit G un graphe connexe pondéré. À chaque itération de l'algorithme de Prim, on trouve une arête qui connecte un sommet dans un sous-graphe à un sommet à l'extérieur du sous-graphe. Puisque G est connexe, il y aura toujours un chemin vers tous les sommets. La sortie Y de l'algorithme de Prim est un arbre, parce que chaque sommet (sauf le premier) est relié à exactement un prédécesseur.

Soit A_i l'ensemble des i premières arêtes ajoutées à l'arbre Y par l'algorithme de Prim et A₀ = {}. Nous allons démontrer par l'absurde que Y est un arbre couvrant minimal. Pour ce faire, supposons qu'il existe un premier ensemble A_k tel qu'aucun arbre couvrant minimal ne contient A_k. Soit e l'arête qui appartient à A_k mais n'appartient pas à A_k-1, soit Y₁ un arbre couvrant minimum du graphe G qui contient toutes les arêtes d' A_k-1 et soit S l'ensemble de sommets reliés par les arêtes d' A_k-1. Une extrémité de l'arête e est dans l'ensemble S et l'autre n'est pas. Puis que l'arbre Y₁ est un arbre couvrant du graphe G, il y a un chemin dans l'arbre Y₁ joignant les deux extrémités de e. Lorsque l'on se déplace le long du chemin, on doit rencontrer une arête f qui joint un sommet de S à un sommet qui n'est pas dans l'ensemble S. Alors, à l'itération où l'arête e a été ajoutée à l'arbre Y, l'arête f pourrait aussi avoir été ajouté et elle serait ajouté au lieu de e si son poids était moins que celui de e, et puisque l'arête f n'a pas été ajouté, nous concluons que

$w(f)\geq w(e).$

Soit Y₂ l'arbre obtenu en enlevant l'arête f et en ajoutant l'arête e à l'arbre Y₁. Il est facile de montrer que l'arbre Y₂ est un arbre couvrant et le poids total de ses arêtes n'est pas supérieur à celui de l'arbre Y₁ et que Y₂ contient toutes les arêtes d' A_k. On arrive à une contradiction, car on a supposé qu'il existe un ensemble A_k tel qu'aucun arbre couvrant de poids minimum ne contient les arêtes d' A_k. C'est donc que l'hypothèse faite est fausse.

Voir aussi

Bibliographie

• J.-F. Hêche, ROSO-EPFL, Cours SC de recherche opérationnelle : Quelques problèmes classiques en théorie des graphes
• Thomas H. Cormen, Charles E. Leiserson, Ronald L. Rivest et Clifford Stein, Introduction à l'algorithmique, Dunod, 2002 [détail de l’édition]

Liens internes

• Algorithme de Kruskal
• Algorithme de Borůvka