2018-03-13 19:02:13
在图论中，网络流（英语：Network flow）是指在一个每条边都有容量（capacity）的有向图分配流，使一条边的流量不会超过它的容量。通常在运筹学中，有向图称为网络。顶点称为节点（node）而边称为弧（arc）。一道流必须匹配一个结点的进出的流量相同的限制，除非这是一个源点（source）──有较多向外的流，或是一个汇点（sink）──有较多向内的流。一个网络可以用来模拟道路系统的交通量、管中的液体、电路中的电流或类似一些东西在一个结点的网络中游动的任何事物。
一、最大流最小割定理
最大流最小割定理提供了对于一个网络流，从源点到目标点的最大的流量等于最小割的每一条边的和。
这个定理说明，当网络达到最大流时，会有一个割集，这个割集中的所有边都达到饱和状态。
这等价于在网络中再也找不到一个从s到t的增广路径。
因为只要能找到一条增广路径，这条增广路径肯定要经过最小割集中的一条边，否则这个割集就不能称之为割集了。
既然这个割集中所有的边都饱和了，因此也就不会存在这样的增广路径了。
这个定理的意义在于给我们指明了方向：
任何算法，只要最后能达到“再也找不到一条增广路径”，就可以说明这个算法最后达到了最大流。
二、最大流问题
在优化理论中,最大流问题涉及到在一个单源点、单汇点的网络流中找到一条最大的流。
最大流问题可以被看作是一个更复杂的网络流问题（如循环问题（circulation problem））的特殊情况,。s-t流（从源点s到汇点t）的最大值等于s-t割的最小容量，这被称为最大流最小割定理。
下面举例来说明这个问题：
问题描述：
给定一个有向图G=(V,E)，把图中的边看作管道，每条边上有一个权值，表示该管道的流量上限。给定源点s和汇点t，现在假设在s处有一个水源，t处有一个蓄水池，问从s到t的最大水流量是多少。
这个问题有如下的一些限制：
- 容量限制：也就是在每条通路上的流量都不能超过其capacity。
- 平衡条件：除了源点和汇点，其他的点的流入量需要等于流出量。
- 反对称：v到u的净流量等于u到v的净流量的相反。
问题求解：
方法一、朴素dfs
一种非常朴素的思路是，使用dfs每次寻找s->t的一条通路，然后将这条路上的流量值定义为其中最小的容量值，完成这次运输后，将通路上的所有边的容量值减去流量值，开始下一次的寻找，直到没有通路，完成算法。
这个算法看上去是没有什么问题的，因为每次都在增加流量直到不能增加为止，可是真的是这样么？
我们看下面的这个例子：
如果第一次dfs到的通路是s - > a - > b - > t，那么这次之后，网络中就再也没有从s - > t的通路了，按照算法的思路，这个网络的最大流就是100，然而，很明显的，这个网络的最大流是200。
因此，简单的使用dfs是不能很好的解决这个问题的，下面的Ford-Fulkerson算法解决了这个问题，而成为了网络流算法中的经典。
方法二、Ford-Fulkerson算法
在上面的例子中出错的原因是a - > b 的实际流量应该是0，但是我们过早的认为他们之间是有流量的，因此封锁了我们最大流继续增大的可能。
一个改进的思路：应能够修改已建立的流网络，使得“不合理”的流量被删掉。
一种实现：对上次dfs 时找到的流量路径上的边，添加一条“反向”边，反向边上的容量等于上次dfs 时找到的该边上的流量，然后再利用“反向”的容量和其他边上剩余的容量寻找路径。
下面我们重新对上面的例子进行分析：
1、第一次dfs依然是s - > a - > b - > t，与上次不同的是，这次我们会添加上反向边。
2、继续在新图上找可能通路，我们这次可以找到另一条流量为100的通路s - > b - > a - > t，从宏观上来看，反向边起到了“取消流”的功能，也可以看成是两条通路的合并。 
3、对第二次找到的路径添加反向边，我们发现图中已经没有从s - > t的通路了，于是该网络的最大流就是200。
添加反向边的证明：
构建残余网络时添加反向边a->b，容量是n,增广的时候发现了流量n-k，即新增了n-k的流量。这n-k的流量，从a进，b出，最终流到汇。
现要证明这2n-k的从流量，在原图上确实是可以从源流到汇的。
在原图上可以如下分配流量，则能有2n-k从源流到汇点：
三、Ford-Fulkerson算法
Ford-Fulkerson算法：求最大流的过程，就是不断找到一条源到汇的路径，然后构建残余网络，再在残余网络上寻找新的路径，使 总流量增加，然后形成新的残余网络，再寻找新路径….. 直到某个残余网络上找不到从源到汇的路径为止，最大流就算出来了。
残余网络 (Residual Network)：在一个网络流图上，找到一条源到汇的路径（即找到了一个流量）后，对路径上所有的边，其容量都减去此次找到的流量，对路径上所有的边，都添加一条反向边，其容量也等于此次找到的流量，这样得到的新图，就称为原图的“残余网络”。
增广路径： 每次寻找新流量并构造新残余网络的过程，就叫做寻找流量的“增广路径”，也叫“增广”。
算法时间复杂度分析：现在假设每条边 的容量都是整数，这个算法每次都能将流至少增加1。由于整个网络的流量最多不超过 图中所有的边的容量和C，从而算法会结束现在来看复杂度找增广路径的算法可以用dfs，复杂度为O(V + E)。dfs最多运行C次所以时间复杂度为C*(V + E) =C * V ^ 2。
四、Edmonds-Karp算法
这个算法实现很简单但是注意到在图中C可能很大很大，比如说下面这张图，如果运气不好 这种图会让你的程序执行200次dfs，虽然实际上最少只要2次我们就能得到最大流。为了避免这个问题，我们每次在寻找增广路径的时候都按照bfs进行寻找，而不是按照dfs进行寻找，这就是Edmonds-Karp最短增广路算法。
时间复杂度：已经证明这种算法的复杂度上限为O(V*E^2)。
import java.util.Arrays;import java.util.LinkedList;import java.util.Queue;import java.util.Scanner;// POJ 1273public class EdmondsKarp { static int[][] G = new int[300][300]; static boolean[] visited = new boolean[300]; static int[] pre = new int[300]; static int v; static int e; static int augmentRoute() { Arrays.fill(visited, false); Arrays.fill(pre, 0); Queue queue = new LinkedList (); queue.add(1); boolean flag = false; while (!queue.isEmpty()) { int cur = queue.poll(); visited[cur] = true; for (int i = 1; i <= v; i++) { if (i == cur) continue; if (G[cur][i] != 0 && !visited[i]) { pre[i] = cur; if (i == v) { flag = true; queue.clear(); break; } else queue.add(i); } } } if (!flag) return 0; int minFlow = Integer.MAX_VALUE; int tmp = v; while (pre[tmp] != 0) { minFlow = Math.min(minFlow, G[pre[tmp]][tmp]); tmp = pre[tmp]; } tmp = v; while (pre[tmp] != 0) { G[pre[tmp]][tmp] -= minFlow; G[tmp][pre[tmp]] += minFlow; tmp = pre[tmp]; } return minFlow; } public static void main(String[] args) { Scanner sc = new Scanner(System.in); while (sc.hasNext()) { int res = 0; for (int i = 0; i < G.length; i++) { Arrays.fill(G[i], 0); } e = sc.nextInt(); v = sc.nextInt(); int s, t, c; for (int i = 0; i < e; i++) { s = sc.nextInt(); t = sc.nextInt(); c = sc.nextInt(); G[s][t] += c; } int aug; while ((aug = augmentRoute()) != 0) { res += aug; } System.out.println(res); } }}
五、Dinic算法
Edmonds-Karp已经是一种很不错的改进方案了，但是每次生成一条增广路径都需要对s到t调用BFS，如果能在一次增广的过程中，寻找到多条增广路径，就可以进一步提高算法的运行效率。
Dinic算法就是使用了BFS + DFS达到了以上的思路，完成了算法复杂度的进一步下降。
时间复杂度：O(V^2 * E)
算法流程：
1、使用BFS对残余网络进行分层，在分层时，只要进行到汇点的层次数被算出即可停止，因为按照该DFS的规则，和汇点同层或更下一层的节点，是不可能走到汇点的。
2、分完层后，从源点开始，用DFS从前一层向后一层反复寻找增广路(即要求DFS的每一步都必须要走到下一层的节点）。
3、DFS过程中，要是碰到了汇点，则说明找到了一条增广路径。此时要增加总流量的值，消减路径上各边的容量，并添加反向边，即所谓的进行增广。
4、DFS找到一条增广路径后，并不立即结束，而是回溯后继续DFS寻找下一个增广路径。回溯到的结点满足以下的条件：
1) DFS搜索树的树边(u,v)上的容量已经变成0。即刚刚找到的增广路径上所增加的流量，等于(u,v)本次增广前的容量。(DFS的过程中，是从u走到更下层的v的)
2) u是满足条件 1)的最上层的节点。5、如果回溯到源点而且无法继续往下走了，DFS结束。因此，一次DFS过程中，可以找到多条增广路径。
6、DFS结束后，对残余网络再次进行分层，然后再进行DFS当残余网络的分层操作无法算出汇点的层次（即BFS到达不了汇点）时，算法结束，最大流求出。一般用栈实现DFS,这样就能从栈中提取出增广路径。// POJ 1273 public class Dinic { static int[][] G = new int[300][300]; static boolean[] visited = new boolean[300]; static int[] layer = new int[300]; static int v; static int e; static boolean countLayer() { int depth = 0; Arrays.fill(layer, -1); layer[1] = 0; Queue queue = new LinkedList (); queue.add(1); while (!queue.isEmpty()) { int cur = queue.poll(); for (int i = 1; i <= v; i++) { if (G[cur][i] > 0 && layer[i] == -1) { layer[i] = layer[cur] + 1; if (i == v) { queue.clear(); return true; } queue.add(i); } } } return false; } static int dinic() { int res = 0; List stack = new ArrayList (); while (countLayer()) { stack.add(1); Arrays.fill(visited, false); visited[1] = true; while (!stack.isEmpty()) { int cur = stack.get(stack.size() - 1); if (cur == v) { int minFlow = Integer.MAX_VALUE; int minS = Integer.MAX_VALUE; for (int i = 1; i < stack.size(); i++) { int tmps = stack.get(i - 1); int tmpe = stack.get(i); if (minFlow > G[tmps][tmpe]) { minFlow = G[tmps][tmpe]; minS = tmps; } } // 生成残余网络 for (int i = 1; i < stack.size(); i++) { int tmps = stack.get(i - 1); int tmpe = stack.get(i); G[tmps][tmpe] -= minFlow; G[tmpe][tmps] += minFlow; } // 退栈到minS while (!stack.isEmpty() && stack.get(stack.size() - 1) != minS) { stack.remove(stack.size() - 1); } res += minFlow; } else { int i; for (i = 1; i <= v; i++) { if (G[cur][i] > 0 && layer[i] == layer[cur] + 1 && !visited[i]) { visited[i] = true; stack.add(i); break; } } if (i > v) { stack.remove(stack.size() - 1); } } } } return res; } public static void main(String[] args) { Scanner sc = new Scanner(System.in); while (sc.hasNext()) { for (int i = 0; i < G.length; i++) { Arrays.fill(G[i], 0); } e = sc.nextInt(); v = sc.nextInt(); int s, t, c; for (int i = 0; i < e; i++) { s = sc.nextInt(); t = sc.nextInt(); c = sc.nextInt(); G[s][t] += c; } System.out.println(dinic()); } }}
六、最小费用最大流
问题描述：
设有一个网络图 G(V，E) ， V={s,a,b,c,…,s ’}，E 中的每条边 (i,j) 对应一个容量 c(i,j) 与输送单位流量所需费用a(i,j) 。如有一个运输方案（可行流），流量为 f(i, j) ，则最小费用最大流问题就是这样一个求极值问题：
其中 F 为 G 的最大流的集合，即在最大流中寻找一个费用最小的最大流。
算法流程：
反复用spfa算法做源到汇的最短路进行增广，边权值为边上单位费用。反向边上的单位费用是负的。直到无法增广，即为找到最小费用最大流。
成立原因：每次增广时，每增加1个流量，所增加的费用都是最小的。