最大网络流——最短增广路算法

问题描述

设有向带权图G=(V,E)，V={s,v₁,v₂,v₃,…,t}。在G中有两个特殊的结点s和t。s称为源点，t为汇点。图中各边的方向表示允许的流向，边上的权值表示该边允许通过的最大可能流量cap，且cap≥0，称它为边的容量。而且如果边集合E含有一条边(u,v)，则比如不存在反方向的(v,u)，我们称这样的有向带权图为网络。
网络是一个有向带权图，包含一个源点和一个汇点，没有反平行边。
网络流：网络流即网络上的流，是定义在网络边集E上的一个非负函数flow={flow(u,v)},flow(u,v)是边上的流量。
可行流：满足下面两个性质的网络流flow称为可行流：
1. 容量约束。每个管道的实际流量flow不能超过该管道的最大容量cap。
2. 流量守恒。除源点s和汇点t外，所有内部结点流入量=流出量。

网络最大流：在满足容量约束和流量守恒前提下，在流网络中找到一个净输出最大的网络流。

增广路算法（Ford-Fulkerson算法）

基本概念
1. 实流网络：实际流量的网络。
2. 残余网络：每个网络G及其上的一个流flow，都对应一个残余网络G。G和G结点集相同，而网络G中的每条边对应G中的一条边或两条边。在残余网络中，与网络边对应的同向边是可增量（即还可以增加多少），反向边是实际流量。
3. 可增广路是残余网络G中一条从源点s到汇点t的简单路径。
4. 可增广量是指在可增广路p上每条边可以增加的流量最小值。

可增广路增流
增流操作分为两个过程：一是在实流网络中增流；二是在残余网络中减流。

增广路算法
增广路定理：设flow是网络G的一个可行流，如果不存在从源点s到汇点t关于flow的可增广路，则flow是G的一个最大流。
增广路算法基本思想是在残余网络中找到可增广路，然后在实流网络中沿可增广路增流，在残余网络中沿可增广路减流；继续在残余网络中找可增广路，直到不存在可增广路为止。

最短增广路算法
Edmonds-Karp算法是以广度优先的增广路算法，又称为最短增广路算法（Shortest Augment Path, SAP）。算法步骤如下：
采用队列q来存放已访问未检查的结点。bool数组vis[]标注结点是否被访问过，pre[]数组记录可增广路上结点的前驱。pre[v]=u表示可增广路上v结点的前驱是u，最大流值maxflow=0。

1. 初始化可行流flow为零流，即实流网络中全是零流边，残余网络中全是最大容量边。初始化vis[]=false，pre[]数组为-1。
2. 令vis[s]=true，s加入队列q。
3. 如果队列不空，继续下一步，否则算法结束，找不到可增广路。当前的实流网络就是最大流网络，返回最大流值maxflow。
4. 队头元素new出队，在残余网络中检查new的所有邻接结点i。如果未被访问，则访问它，令vis[i]=true，pre[i]=new；如果i=t，说明已经到达汇点，找到一条可增广路，转向第5步；否则结点i加入队列q，，转向第3步。
5. 从汇点开始，通过前驱数据pre[]，逆向找可增广路上每条边值的最小值，即可增量d。
6. 在实流网络中增流，在残余网络中减流，maxflow+=d，转向第2步。

算法设计

在求解的时候需要先初始化一个可行流，然后在可行流上不断找可增广路增流即可。初始化为任何一个可行流都可以，但需要满足容量约束和平衡约束。通常初始化可行流为0流。

1. 数据结构。网络G邻接矩阵为g[][]。

2. 初始化。初始化可行流flow为零流，即实流网络中全是零流边，残余网络全是最大容量边，初始化vis[]=false，pre[]数组为-1。

3. 令vis[1]=true，1加入队列q。
4. 队头元素1出队。在残余网络G^*中依次检查1的所有邻接结点2和3，两个结点都未被访问，令vis[2]=true，pre[2]=1，结点2加入队列q；vis[3]=true,pre[3]=1，结点3加入队列q。此时vis[i]、pre[i]和q如下所示。

5. 队头元素2出队。在残余网络中依次检查2的所有邻接结点4，4未被访问，令vis[4]=1,pre[4]=2，结点4加入队列q。
6. 队头元素3出队。在残余网络中依次检查3的所有邻接结点2和5。2已经被访问，5未被访问，令vis[5]=1,pre[5]=3，结点5加入队列q。此时vis[i]、pre[i]和q如下所示。

7. 队头元素4出队。在残余网络中依次检查4的所有邻接结点3和6。3已经被访问，6未被访问，令vis[6]=1,pre[6]=4。结点6就是汇点，找到一条增广路。此时vis[i]、pre[i]和q如下所示。

8. 读取钱取数组，得到1-2-4-6，找到该路径上的最小边值为8，即可增量d=8。
9. 实流网络增流，残余网络减流。可增广路通向的边增流d，反向边减流d。
10. 重复2~8步，找到第2条可增广路1-3-5-6，找到最小边值，即可增量=4，进行第9步。
11. 重复2~8步，找到第3条可增广路1-3-5-4-6，找到最小边值，即可增量=6，进行第9步。
12. 重复2~8步，找不到可增广路，算法结束，最大流值为所有的增量之和18。

为什么要采用残余网络+实流网络？
在网络G及可行流直接找可增广路，有可能得不到最大流。

为什么要用实流网络？
从残余网络中无法判断哪些是实流边，哪些是可增量边，如果想知道实际的网络流量，就需要借助于实流网络。

整个过程是采用：在残余网络找可增广路，在实流网络中增流相结合的方式，求解最大流。

代码实现

1.找可增广路。采用普通队列实现对残余网络的广度搜索，从源点u开始，s搜索邻接点v。如果v被访问，则标记已访问，且记录v结点的前驱为u；如果u结点不是汇点则入队；如果u结点恰好是汇点，则返回，找到汇点时则找到一条可增广路。如果队列为空，则说明已经找不到可增广路。

bool bfs(int s,int t){ memset(pre,-1,sizeof(pre)); memset(vis,false,sizeof(vis)); queue<int>q; vis[s]=true; q.push(s); while(!q.empty()) { int now=q.front(); q.pop(); for(int i=1;i<=n; i++)//寻找可增广路 { if(!vis[i]&&g[now][i]>0)//未被访问且有边相连 { vis[i] = true; pre[i] = now; if(i==t) return true;//找到一条可增广路 q.push(i); } } } return false;//找不到可增广路}

2.沿可增广路增流。根据钱取数组，从汇点向前，一直到源点，找到可增广路上所有边的最小值，即为可增量d。然后从汇点向前，一直到源点，残余网络中同向边减流，反向边增流，实流网络中如果是反向边，则减流，否则正向边增流。

int EK(int s, int t){ int v,w,d,maxflow; maxflow = 0; while(bfs(s,t))//可以增广 { v=t; d=INF; while(v!=s)//找可增量d { w=pre[v];//w记录v的前驱 if(d>g[w][v]) d=g[w][v]; v=w; } maxflow+=d; v=t; while(v!=s)//沿可增广路增流 { w=pre[v]; g[w][v]-=d; //残余网络中正向边减流 g[v][w]+=d; //残余网络中反向边增流 if(f[v][w]>0) //实流网络中如果是反向边,则减流,否则正向边增流 f[v][w]-=d; else f[w][v]+=d; v=w; } } return maxflow;}

3.输出实流网络

void print()//输出实流网络{ cout<<endl; cout<<"----------实流网络如下：----------"<<endl; cout<<" "; for(int i=1;i<=n;i++) cout<<setw(7)<<"v"<<i; cout<<endl; for(int i=1;i<=n;i++) { cout<<"v"<<i; for(int j=1;j<=n;j++) cout<<setw(7)<<f[i][j]<<" "; cout<<endl; }}

算法复杂度分析

1. 时间复杂度：找到一条可增广路时间是O(E)，最多会执行O(VE)此，因此关键边总数为O(VE)，因此总的时间复杂度为O(VE²)。其中V为结点个数，E为边的数量。
2. 空间复杂度：使用了一个二维数组，所以复杂度为O(V²)。