Frequente em Programação Competitiva! Guia Completo de Algoritmos de Grafos

Sat, 12 Sep 2026 05:00:00 +0900

Na programação competitiva (maratona de programação), a teoria dos grafos e seus algoritmos são um dos temas mais importantes que não podem ser evitados. Muitos dos problemas apresentados em competições como AtCoder, Codeforces e TopCoder têm uma estrutura de grafo por trás deles. Servem como uma arma poderosa para abstrair e resolver problemas do mundo real, como o caminho mais curto de uma rede rodoviária, a minimização do custo de comunicação de uma rede e a resolução de dependências de tarefas.

Neste artigo, cobriremos de forma abrangente os principais algoritmos de grafos que aparecem frequentemente em programação competitiva (Ordenação Topológica, Algoritmo de Dijkstra, Algoritmo de Bellman-Ford, Algoritmo de Floyd-Warshall, Algoritmo de Kruskal, Algoritmo de Prim e Decomposição em Componentes Fortemente Conexos). Incluiremos o seu contexto teórico, a avaliação da complexidade computacional usando fórmulas matemáticas e exemplos de implementação altamente otimizados em C++ moderno (C++17/20). Este é um verdadeiro guia “completo”, entregue em um grande volume de cerca de 10.000 caracteres!

1. Fundamentos e Restrições dos Algoritmos de Grafos

Antes de aprender os algoritmos, é importante entender as restrições gerais e as estimativas de complexidade computacional dos problemas de grafos em programação competitiva. Um grafo é representado pelo número de vértices $V$ (Vertices) e pelo número de arestas $E$ (Edges).

$O(V + E)$ : Esta é a complexidade computacional exigida para problemas com número de vértices $V, E \le 10^5 \sim 10^6$. Exemplos incluem a Busca em Profundidade (DFS) e a Busca em Largura (BFS).
$O((V + E) \log V)$ : Muito frequente em problemas com $V, E \le 10^5 \sim 2 \cdot 10^5$. Esta é a complexidade quando se usa uma fila de prioridade em algoritmos como o de Dijkstra ou de Prim.
$O(V^2)$ : Aceitável em grafos densos ($E \approx V^2$) onde $V \le 2000 \sim 3000$.
$O(V^3)$ : Problemas onde $V \le 400 \sim 500$. O algoritmo de Floyd-Warshall é um exemplo representativo.

Na programação competitiva, é comum usar a Lista de Adjacência (Adjacency List) como representação de grafo. Como uma matriz de adjacência consome $O(V^2)$ de memória, ela pode causar um erro de limite de memória (Memory Limit Exceeded) em problemas com um grande número de vértices.

2. Busca em Grafos e Ordenação

Ordenação Topológica (Topological Sort)

A ordenação topológica é um algoritmo que alinha os vértices de um Grafo Direcionado Acíclico (DAG: Directed Acyclic Graph) em uma linha, de forma que todas as arestas direcionadas apontem de um vértice anterior para um vértice posterior. É usada ao resolver dependências de tarefas (por exemplo: a Tarefa B não pode começar até que a Tarefa A termine) ou para determinar a ordem de cálculo da Programação Dinâmica (DP) em um DAG.

A complexidade computacional é $O(V + E)$. Existem dois tipos de implementação: o Algoritmo de Kahn (baseado em BFS usando grau de entrada) e o baseado em DFS usando a ordem de pós-visita. Aqui, apresentaremos o Algoritmo de Kahn, que também permite obter facilmente a ordenação topológica lexicograficamente menor.

graph LR A["Tarefa A"] --> B["Tarefa B"] A["Tarefa A"] --> C["Tarefa C"] B["Tarefa B"] --> D["Tarefa D"] C["Tarefa C"] --> D["Tarefa D"] E["Tarefa E"] --> C["Tarefa C"]

Exemplo de Implementação em C++ (Algoritmo de Kahn)

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#include <iostream>
#include <vector>
#include <queue>

using namespace std;

// Função para realizar a ordenação topológica
// Retorna um array vazio se houver um ciclo
vector<int> topological_sort(int V, const vector<vector<int>>& graph) {
 vector<int> in_degree(V, 0);
 // Cálculo do grau de entrada
 for (int u = 0; u < V; ++u) {
 for (int v : graph[u]) {
 in_degree[v]++;
 }
 }

 // Adiciona vértices com grau de entrada 0 à fila (se quiser a menor ordem lexicográfica, use priority_queue<int, vector<int>, greater<int>>)
 queue<int> q;
 for (int i = 0; i < V; ++i) {
 if (in_degree[i] == 0) {
 q.push(i);
 }
 }

 vector<int> res;
 while (!q.empty()) {
 int u = q.front();
 q.pop();
 res.push_back(u);

 // Diminui o grau de entrada dos vértices adjacentes
 for (int v : graph[u]) {
 in_degree[v]--;
 if (in_degree[v] == 0) {
 q.push(v);
 }
 }
 }

 // Verifica se o grafo contém um ciclo
 if (res.size() != V) {
 return {}; // Ciclo detectado
 }
 return res;
}

3. Problema do Caminho Mais Curto de Origem Única (SSSP: Single Source Shortest Path)

Este é o problema de encontrar o caminho mais curto de um ponto de origem para todos os outros vértices. O algoritmo aplicável difere dependendo se os pesos das arestas são não-negativos ou se existem pesos negativos.

Algoritmo de Dijkstra (Dijkstra’s Algorithm)

O algoritmo de Dijkstra é um algoritmo de caminho mais curto rápido aplicável quando todos os pesos das arestas são não-negativos. Baseia-se em uma abordagem gulosa: “fixar o vértice com a menor distância atual conhecida e atualizar (relaxar) a distância para os vértices adjacentes a partir desse vértice”.

Fórmula de Relaxamento (Relaxation)

Sendo a origem $s$, a menor distância até o vértice $u$ como $d[u]$, e o peso da aresta $(u, v)$ como $w(u, v)$. A fórmula de atualização é a seguinte:

$$ d[v] = \min(d[v], d[u] + w(u, v)) $$

Usando uma fila de prioridade (std::priority_queue), o vértice indeterminado com a menor distância pode ser extraído em $O(\log V)$, e a complexidade de tempo total é $O((V + E) \log V)$. A complexidade de espaço é $O(V + E)$.

graph TD S["Origem S(0)"] -- "2" --> A["Vértice A(2)"] S["Origem S(0)"] -- "5" --> B["Vértice B(5)"] A["Vértice A(2)"] -- "1" --> B["Vértice B(3)"] A["Vértice A(2)"] -- "4" --> C["Vértice C(6)"] B["Vértice B(3)"] -- "1" --> C["Vértice C(4)"]

Como na figura acima, o custo direto de S para B é 5, mas pode-se alcançá-lo com custo 3 passando por A. O algoritmo de Dijkstra realiza otimizações dessa maneira.

Exemplo de Implementação em C++

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#include <iostream>
#include <vector>
#include <queue>

using namespace std;

const long long INF = 1e18; // Um valor suficientemente grande

struct Edge {
 int to;
 long long weight;
};

// Algoritmo de Dijkstra
// Retorna o array de distâncias mais curtas da origem s para cada vértice
vector<long long> dijkstra(int V, const vector<vector<Edge>>& graph, int s) {
 vector<long long> dist(V, INF);
 dist[s] = 0;

 // Fila de prioridade para gerenciar {distância, vértice} (em ordem crescente de distância)
 using P = pair<long long, int>;
 priority_queue<P, vector<P>, greater<P>> pq;
 pq.push({0, s});

 while (!pq.empty()) {
 auto [d, u] = pq.top();
 pq.pop();

 // Pula se um caminho mais curto já foi encontrado (descarte de informações desatualizadas)
 if (dist[u] < d) continue;

 // Processo de relaxamento
 for (const auto& edge : graph[u]) {
 int v = edge.to;
 long long cost = edge.weight;
 if (dist[v] > dist[u] + cost) {
 dist[v] = dist[u] + cost;
 pq.push({dist[v], v});
 }
 }
 }
 return dist;
}

A declaração if (dist[u] < d) continue; é extremamente importante. No algoritmo de Dijkstra, o mesmo vértice pode ser inserido na fila várias vezes, mas essa verificação poda explorações desnecessárias.

Algoritmo de Bellman-Ford (Bellman-Ford Algorithm)

Quando há valores negativos nos pesos das arestas, o algoritmo de Dijkstra não consegue derivar a resposta correta. É aqui que o algoritmo de Bellman-Ford se destaca. Repetindo o processo de relaxamento para todas as arestas $V - 1$ vezes, ele calcula corretamente o caminho mais curto mesmo que haja pesos negativos.

Se uma atualização ocorrer na $V$-ésima iteração, isso significa que existe um ciclo negativo (Negative Cycle). Em programação competitiva, problemas que pedem para “detectar um ciclo negativo” também são frequentes, e o algoritmo de Bellman-Ford é excelente como algoritmo de detecção para isso.

A complexidade de tempo é $O(V \times E)$, sendo mais lenta que a do algoritmo de Dijkstra, por isso, atente-se que ele só pode ser aplicado a restrições em torno de $V \le 2000, E \le 5000$.

Exemplo de Implementação em C++

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#include <iostream>
#include <vector>

using namespace std;

const long long INF = 1e18;

struct Edge {
 int from;
 int to;
 long long weight;
};

// Algoritmo de Bellman-Ford
// Retorno: {array de distâncias mais curtas, se existe um ciclo negativo}
pair<vector<long long>, bool> bellman_ford(int V, const vector<Edge>& edges, int s) {
 vector<long long> dist(V, INF);
 dist[s] = 0;
 bool negative_cycle = false;

 // Faz um loop V vezes
 for (int i = 0; i < V; ++i) {
 bool updated = false;
 for (const auto& edge : edges) {
 if (dist[edge.from] != INF && dist[edge.to] > dist[edge.from] + edge.weight) {
 dist[edge.to] = dist[edge.from] + edge.weight;
 updated = true;
 // Se uma atualização ocorrer na V-ésima vez, existe um ciclo negativo
 if (i == V - 1) {
 negative_cycle = true;
 }
 }
 }
 // Termina cedo se não houver atualizações (Otimização)
 if (!updated) break;
 }

 return {dist, negative_cycle};
}

4. Problema do Caminho Mais Curto de Todos os Pares (APSP: All-Pairs Shortest Path)

Algoritmo de Floyd-Warshall (Floyd-Warshall Algorithm)

Este é um algoritmo que encontra as distâncias mais curtas entre todos os pares de vértices no grafo. É baseado em Programação Dinâmica (DP). É muito atraente porque o algoritmo é muito simples e extremamente fácil de implementar.

A equação de transição de estado é a seguinte. O mais curto entre o caminho que passa pelo vértice $k$ e o caminho que não passa é adotado.

$$ d[i][j] = \min(d[i][j], d[i][k] + d[k][j]) $$

Devido ao uso de três loops aninhados, a complexidade de tempo é $O(V^3)$ e a complexidade de espaço é $O(V^2)$. Se o número de vértices for cerca de $V \le 400$, ele cumprirá o limite de tempo de execução (geralmente 2 segundos).

Exemplo de Implementação em C++

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#include <iostream>
#include <vector>
#include <algorithm>

using namespace std;

const long long INF = 1e18;

// Algoritmo de Floyd-Warshall
// dist[i][j] é inicialmente o peso da aresta de i para j (INF se não houver aresta, 0 se i==j)
void floyd_warshall(int V, vector<vector<long long>>& dist) {
 // Vértice intermediário k
 for (int k = 0; k < V; ++k) {
 // Origem i
 for (int i = 0; i < V; ++i) {
 // Destino j
 for (int j = 0; j < V; ++j) {
 // Verifica se é INF para evitar overflow
 if (dist[i][k] != INF && dist[k][j] != INF) {
 dist[i][j] = min(dist[i][j], dist[i][k] + dist[k][j]);
 }
 }
 }
 }
}

O algoritmo de Floyd-Warshall também pode detectar ciclos negativos. Após o término do loop, se houver pelo menos um vértice i tal que dist[i][i] < 0, então o grafo contém um ciclo negativo.

5. Árvore Geradora Mínima (MST: Minimum Spanning Tree)

Em um grafo não direcionado conectado, a árvore (subgrafo que não contém ciclos) que conecta todos os vértices e tem a menor soma dos pesos das arestas é chamada de Árvore Geradora Mínima (MST). É diretamente questionada em problemas como a minimização do custo de implantação de uma rede.

Algoritmo de Kruskal (Kruskal’s Algorithm)

É um algoritmo guloso que classifica todas as arestas em ordem crescente de peso e as adota em ordem, tomando cuidado para não criar ciclos. Para a verificação de ciclos, o processamento pode ser feito de forma rápida usando a Estrutura de Dados de Conjuntos Disjuntos (Union-Find, Disjoint Set).

A complexidade de tempo é $O(E \log E)$, pois a classificação das arestas se torna o gargalo. Este é o algoritmo de construção de MST mais usado em programação competitiva.

graph TD A["Vértice A"] -- "1 (Adotado)" --- B["Vértice B"] B["Vértice B"] -- "2 (Adotado)" --- C["Vértice C"] C["Vértice C"] -- "3 (Adotado)" --- D["Vértice D"] A["Vértice A"] -- "4 (Descartado: Ciclo)" --- D["Vértice D"]

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#include <iostream>
#include <vector>
#include <algorithm>

using namespace std;

// Union-Find (Estrutura de Dados de Conjuntos Disjuntos)
struct UnionFind {
 vector<int> parent, rank, size;
 UnionFind(int n) : parent(n), rank(n, 0), size(n, 1) {
 for (int i = 0; i < n; i++) parent[i] = i;
 }
 int find(int x) {
 if (parent[x] == x) return x;
 // Compressão de caminho
 return parent[x] = find(parent[x]);
 }
 bool unite(int x, int y) {
 int root_x = find(x);
 int root_y = find(y);
 if (root_x == root_y) return false;

 // União por rank
 if (rank[root_x] < rank[root_y]) swap(root_x, root_y);
 parent[root_y] = root_x;
 if (rank[root_x] == rank[root_y]) rank[root_x]++;
 size[root_x] += size[root_y];
 return true;
 }
 bool same(int x, int y) { return find(x) == find(y); }
};

struct Edge {
 int u, v;
 long long weight;
 // Função de comparação para ordenação
 bool operator<(const Edge& other) const {
 return weight < other.weight;
 }
};

// Algoritmo de Kruskal
long long kruskal(int V, vector<Edge>& edges) {
 // Ordena as arestas em ordem crescente de peso
 sort(edges.begin(), edges.end());

 UnionFind uf(V);
 long long mst_cost = 0;
 int edge_count = 0;

 for (const auto& edge : edges) {
 if (uf.unite(edge.u, edge.v)) {
 mst_cost += edge.weight;
 edge_count++;
 // Termina quando V-1 arestas forem selecionadas (Otimização)
 if (edge_count == V - 1) break;
 }
 }
 return mst_cost;
}

Algoritmo de Prim (Prim’s Algorithm)

Ele segue uma abordagem muito semelhante ao algoritmo de Dijkstra. Começando em um vértice, ele escolhe sucessivamente a aresta de menor peso conectada diretamente da árvore já formada para aumentar a árvore.

A complexidade computacional ao usar uma fila de prioridade é $O((V + E) \log V)$. No caso de grafos densos (grafos com muitas arestas), a implementação baseada em array do algoritmo de Prim com $O(V^2)$ pode ser mais rápida que a do algoritmo de Kruskal.

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#include <iostream>
#include <vector>
#include <queue>

using namespace std;

struct Edge {
 int to;
 long long weight;
};

// Algoritmo de Prim
long long prim(int V, const vector<vector<Edge>>& graph) {
 vector<bool> used(V, false);
 // {peso, vértice}
 using P = pair<long long, int>;
 priority_queue<P, vector<P>, greater<P>> pq;

 long long mst_cost = 0;
 // O vértice 0 é o ponto de partida
 pq.push({0, 0});

 while (!pq.empty()) {
 auto [cost, u] = pq.top();
 pq.pop();

 if (used[u]) continue;
 used[u] = true;
 mst_cost += cost;

 for (const auto& edge : graph[u]) {
 if (!used[edge.to]) {
 pq.push({edge.weight, edge.to});
 }
 }
 }
 return mst_cost;
}

6. Avançado: Decomposição em Componentes Fortemente Conexos (SCC: Strongly Connected Components)

Em um grafo direcionado, um conjunto de vértices “que podem alcançar uns aos outros” é chamado de Componente Fortemente Conexo (SCC). Se os vértices de qualquer grafo direcionado forem agrupados por componentes fortemente conexos, o todo se tornará um DAG (Grafo Direcionado Acíclico). A isso se dá o nome de Decomposição em Componentes Fortemente Conexos. É um pré-processamento muito importante para simplificar a estrutura do grafo e tornar os problemas mais fáceis de resolver.

Em programação competitiva, é frequentemente usado ao resolver problemas 2-SAT ou ao realizar DP condensando um grafo com ciclos em um DAG.

Algoritmo de Kosaraju (Kosaraju’s Algorithm)

O algoritmo de Kosaraju é um método belo e eficiente que pode construir as SCCs simplesmente realizando uma DFS (Busca em Profundidade) duas vezes. A complexidade computacional é $O(V + E)$ operando em tempo linear.

Passos do algoritmo:

Realize uma DFS no grafo original e registre os vértices em um array na ordem de pós-visita (post-order).
Crie um grafo reverso onde a direção de todas as arestas seja invertida.
Começando pelo fim do array gravado no passo 1 (ou seja, começando do último na ordem de pós-visita), realize uma DFS a partir dos vértices não visitados no grafo reverso. O conjunto de vértices alcançáveis nesta única DFS formará uma SCC.

graph TD subgraph "SCC 1" A["Vértice A"] --> B["Vértice B"] B["Vértice B"] --> A["Vértice A"] end subgraph "SCC 2" C["Vértice C"] --> D["Vértice D"] D["Vértice D"] --> C["Vértice C"] end B["Vértice B"] --> C["Vértice C"]

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#include <iostream>
#include <vector>
#include <algorithm>

using namespace std;

struct SCC {
 int V;
 vector<vector<int>> graph, rev_graph;
 vector<int> order, comp;
 vector<bool> used;

 SCC(int n) : V(n), graph(n), rev_graph(n), comp(n, -1), used(n, false) {}

 void add_edge(int from, int to) {
 graph[from].push_back(to);
 rev_graph[to].push_back(from);
 }

 // Primeira DFS (Registro da ordem de pós-visita)
 void dfs1(int u) {
 used[u] = true;
 for (int v : graph[u]) {
 if (!used[v]) dfs1(v);
 }
 order.push_back(u);
 }

 // Segunda DFS (Busca no grafo reverso)
 void dfs2(int u, int id) {
 used[u] = true;
 comp[u] = id;
 for (int v : rev_graph[u]) {
 if (!used[v]) dfs2(v, id);
 }
 }

 // Processo de construção de SCC. Retorna o número de grupos SCC
 int build() {
 // Primeira DFS
 for (int i = 0; i < V; ++i) {
 if (!used[i]) dfs1(i);
 }

 fill(used.begin(), used.end(), false);
 int group_id = 0;

 // Segunda DFS (ordem reversa de order)
 for (int i = V - 1; i >= 0; --i) {
 int u = order[i];
 if (!used[u]) {
 dfs2(u, group_id++);
 }
 }
 return group_id;
 }
};

O array comp armazenará o ID da SCC à qual cada vértice pertence. Este ID tem uma propriedade muito útil: ele é atribuído na ordem do topological sort. Em outras palavras, observando os valores de comp, você pode entender imediatamente os relacionamentos de dependência depois de condensar o grafo em um DAG.

7. Resumo e Conselhos de Estudo

Neste artigo, revisamos os algoritmos de grafos mais comuns que aparecem em programação competitiva. As dicas para melhorar na resolução de problemas de grafos são “implementar repetidamente até se tornar um hábito” e “treinar para pensar em qual grafo este problema pode ser reduzido (o que são os vértices, o que são as arestas)”.

Primeiro, seja capaz de escrever DFS / BFS de forma rápida e sem erros.
Em seguida, seja capaz de escrever o algoritmo de Dijkstra e o algoritmo de Kruskal de cor (essencial nas classificações Marrom a Verde do AtCoder).
Por fim, expanda seu repertório com algoritmos como Bellman-Ford, Floyd-Warshall, Ordenação Topológica, SCC, etc. (uma arma nas classificações Azul claro a Azul do AtCoder).

Recomendamos vivamente que os transforme numa biblioteca como snippets de código (salvando-os numa ferramenta de snippets ou no seu próprio repositório GitHub) para que possa chamá-los sem hesitação durante um concurso real.

Os algoritmos de grafos na programação competitiva são o campo onde se pode sentir de perto a beleza e o poder dos algoritmos. Certifique-se de copiar os códigos deste artigo à mão e tentar resolver problemas passados nos juízes online (online judges)!

Competitive Programming on kenji.blog

Frequente em Programação Competitiva! Guia Completo de Algoritmos de Grafos

1. Fundamentos e Restrições dos Algoritmos de Grafos

2. Busca em Grafos e Ordenação

Ordenação Topológica (Topological Sort)

Exemplo de Implementação em C++ (Algoritmo de Kahn)

3. Problema do Caminho Mais Curto de Origem Única (SSSP: Single Source Shortest Path)

Algoritmo de Dijkstra (Dijkstra’s Algorithm)

Fórmula de Relaxamento (Relaxation)

Exemplo de Implementação em C++

Algoritmo de Bellman-Ford (Bellman-Ford Algorithm)

Exemplo de Implementação em C++

4. Problema do Caminho Mais Curto de Todos os Pares (APSP: All-Pairs Shortest Path)

Algoritmo de Floyd-Warshall (Floyd-Warshall Algorithm)

Exemplo de Implementação em C++

5. Árvore Geradora Mínima (MST: Minimum Spanning Tree)

Algoritmo de Kruskal (Kruskal’s Algorithm)

Exemplo de Implementação em C++

Algoritmo de Prim (Prim’s Algorithm)

Exemplo de Implementação em C++

6. Avançado: Decomposição em Componentes Fortemente Conexos (SCC: Strongly Connected Components)

Algoritmo de Kosaraju (Kosaraju’s Algorithm)

Exemplo de Implementação em C++

7. Resumo e Conselhos de Estudo