优化扩展——重贴标签算法ISAP
首先对所有的结点标记到汇点的最短距离，称之为高度。标高从汇点开始，用BFS方式，汇点的邻接点高度为1，继续访问的结点高度是2，一直到源点结束。
贴好标签之后，就可以从源点开始，沿着高度h(u)=h(v)+1且具有可行邻接边（cap>flow)的方向前进。我们找到了1-2-4-6。
我们再次从源点开始搜索，沿着高度h(u)=h(v)+1且具有可行邻接边（cap>flow)的方向前进，h(1)=3,h(2)=2，走到这里无法走到4号结点，因为没有邻接边，3号结点不近没有邻接边，而且高度也不满足条件，也不能走到1号结点，怎么办呢？
可以用重贴标签的方法。当前结点无法前进时，令当前结点的高度=所有邻接点高度的最小值+1；如果没有邻接边，则令当前结点的高度=结点数；退回一步，重新搜索。
算法设计
- 确定合适的数据结构。采用邻接表存储网络。
- 对网络结点贴标签，即标高操作。
- 如果源点的高度≥结点数，则转向第6步；否则从源点开始，沿着高度h(u)=h(v)+1且具有可行邻接边（cap>flow)的方向前进，如果到达汇点，则转向第4步；如果无法进行，则第5步。
- 增流操作：沿着找到的可增广路同向边增流，反向边减流。注意：在原网络上操作。
- 重贴标签：如果拥有当前结点高度的结点只有一个，转向第6步；令当前结点的高度=所有邻接点高度的最小值+1；如果没有邻接边，则令当前结点的高度=结点数；退回一步；转向第3步。
- 算法结束，已经找到最大流。
算法实现
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算法复杂度分析
时间复杂度：找到一条可增广路时间为O(V)，最多会执行O(VE)次，因为关键边的总数为O(VE)，因此总的时间复杂度为O(V2E)，其中V为结点个数，E为边的数量。
空间复杂度O(V)。
最小费用路算法——最小费用最大流
问题分析
除了流量之外，还定义了一个单位流量的费用。对于网络上的一个流flow，其费用为
\cos t(flow)=\sum\limits_{
网络流的费用=单位流量费用*每条边的流量
算法设计
有两种思路：
1. 先找最小费用路，在该路径上增流，增加到最大流，称为最小费用路算法。
2. 先找最大流，然后找负费用圈，消减费用，减少到最小费用，称为消圈算法。
最小费用路算法，是在残余网络上寻找从源点到汇点的最小费用路，即从源点到汇点的以单位费用为权的最短路，然后沿着最小费用路增流，直到找不到最小费用路为止。
算法解释
- 创建混合网络。先初始化为零流，零流对应混合网络中，正向边容量为cap，流量为0，费用为cost，反向边容量为0，流量为0，费用为-cost。
- 找最小费用路。先初始化每个结点的距离为无穷大，然后令源点的距离dist[v1]=0。在混合网络中，从源点出发，沿可行边（E[i].cap>E[i].flow）广度搜索每个邻接点，如果当前距离dist[v]>dist[u]+E[i].cost，则更新为最短距离：dist[v]=dist[u]+E[i].cost，并记录前驱。根据前驱数组，找到一条最短费用路，增广路经：1-2-5-6。
- 然后沿着增广路经正向增流d，反向减流d。从汇点逆向找最小可增流量d=min(d,E[i].cap-E[i].flow)，增流量d=3，产生费用为mincost+=dist[v6]d=83=24。
- 找最小费用路。先初始化每个结点距离为无穷大，然后令源点的距离dist[v1]=0。在混合网络中，从源点出发，沿可行边（E[i].cap>E[i].flow）广度搜索每个邻接点，如果当前距离dist[v]>dist[u]+E[i].cost，则更新为最短距离：dist[v]=dist[u]+E[i].cost，并记录前驱。根据前驱数组，找到一条最短费用路，增广路经：1-3-4-6。
- 然后沿着增广路经正向增流d，反向减流d。从汇点逆向找最小可增流量d=min(d,E[i].cap-E[i].flow)，增流量d=4，产生费用为mincost+=24+dist[v6]d=24+164=88。
- 找最小费用路。先初始化每个结点距离为无穷大，然后令源点的距离dist[v1]=0。在混合网络中，从源点出发，沿可行边（E[i].cap>E[i].flow）广度搜索每个邻接点，发现从源点出发已经没有可行边，结束，得到的网络流就是最小费用最大流。把混合网络中flow>0的边输出，就是我们要的实流网络。
代码实现
（1）定义结构体。结构体的定义与ISAP中结构体相同，边只是多了一个cost域，fisrt指向第一个邻接边，next是吓一跳邻接边，该结构体用于创建邻接表。
| 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 | struct Vertex { int first; }V[N]; struct Edge { int v, next; int cap, flow,cost; }E[M]; |
（2）创建残余网络边。正向边的容量为cap，流量为0，费用为cost，反向边容量为0，流量为0，费用为-cost。
| 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 | void add_edge(int u, int v, int c,int cost) { E[top].v = v; E[top].cap = c; E[top].flow = 0; E[top].cost = cost; E[top].next = V[u].first; V[u].first = top++; } void add(int u,int v, int c,int cost) { add_edge(u,v,c,cost); add_edge(v,u,0,-cost); } |
（3）求最小费用路。先初始化每个结点距离无穷大，然后令源点的距离dist[v1]=0。在混合网络中，从源点出发，沿可行边（E[i].cap>E[i].flow）广度搜索每个邻接点，如果当前距离dist[v]>dist[u]+E[i].cost，则更新为最短距离：dist[v]=dist[u]+E[i].cost，并记录前驱。
| 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22 23 24 25 26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 | bool SPFA(int s, int t, int n)//求最短费用路的SPFA { int i, u, v; queue <int> qu; // 队列，STL实现 memset(vis,false,sizeof(vis));//访问标记初始化 memset(c,0,sizeof(c)); //入队次数初始化 memset(pre,-1,sizeof(pre)); //前驱初始化 for(i=1;i<=n;i++) { dist[i]=INF; //距离初始化 } vis[s]=true; //顶点入队vis要做标记 c[s]++; //要统计顶点的入队次数 dist[s]=0; qu.push(s); while(!qu.empty()) { u=qu.front(); qu.pop(); vis[u]=false; //队头元素出队，并且消除标记 for(i=V[u].first; i!=-1; i=E[i].next)//遍历顶点u的邻接表 { v=E[i].v; if(E[i].cap>E[i].flow && dist[v]>dist[u]+E[i].cost)//松弛操作 { dist[v]=dist[u]+E[i].cost; pre[v]=i; //记录前驱 if(!vis[v]) //顶点v不在队内 { c[v]++; qu.push(v); //入队 vis[v]=true; //标记 if(c[v]>n) //超过入队上限，说明有负环 return false; } } } } cout<<"最短路数组"<<endl; cout<<"dist[ ]="; for(int i=1;i<=n;i++) cout<<" "<<dist[i]; cout<<endl; if(dist[t]==INF) return false; //如果距离为INF，说明无法到达，返回false return true; } |
（4）沿着最小费用路增流。从汇点逆向找最小可增流量d=min(d,E[i].cap-E[i].flow)。沿着增广路径正向边增流d，反向边减流d，产生费用为mincost+=dist[t]*d。
| 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22 23 24 25 26 27 28 | int MCMF(int s,int t,int n) //minCostMaxFlow { int d; //可增流量 int i,mincost;//maxflow 当前最大流量，mincost当前最小费用 mincost=0; while(SPFA(s,t,n))//表示找到了从s到t的最短路 { d=INF; cout<<endl; cout<<"增广路径："<<t; for(i=pre[t]; i!=-1; i=pre[E[i^1].v]) { d=min(d, E[i].cap-E[i].flow); //找最小可增流量 cout<<"--"<<E[i^1].v; } cout<<"增流："<<d<<endl; cout<<endl; maxflow+=d; //更新最大流 for(i=pre[t]; i!=-1; i=pre[E[i^1].v])//修改残余网络，增加增广路上相应弧的容量，并减少其反向边容量 { E[i].flow+=d; E[i^1].flow-=d; } mincost+=dist[t]*d; //dist[t]为该路径上单位流量费用之和 ，最小费用更新 } return mincost; } |
复杂度分析
- 时间复杂度：找到一条可增广路时间为O(E)，最多会执行O(VE)次，因为关键边的总数为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。
- 空间复杂度：O(V)。
消圈算法
算法设计
三个过程：
- 找给定网络的最大流。
- 在最大流对应的混合网络找负费用圈。
- 消负费用圈：负费用圈同方向的边流量加d，反方向的边流量减d。d为负费用圈所有边的最小可增量cap-flow。
算法的核心是在残余网络中找负费用圈。
算法解释
- 求最大流。用最大流求解算法求解最大流。
- 在最大流对应的混合网络中找负费用圈。在最大流的混合网络中，沿着cap>flow的边找负费用圈，就是各边费用之和为负的圈。
- 负费用圈同方向的边流量加d，反方向的边流量减d。沿找到的负费用全增流，其增量为组成负费用圈的所有边的最小可增量cap-flow。负费用圈说明费用较高，可以对费用为负的边减流，因为该残余网络为特殊的残余网络，负费用的边流量也是负值，减流实际上需要加上增流量d，为了维持平衡性，负费用圈同方向的边流量加d，反方向的边流量减d。
- 在混合网络中继续找负费用圈。在混合网络中，沿着cap>flow的边找负费用圈，已经找不到负费用圈，算法结束。把混合网络中flow>0的边输出，就是我们需要的实流网络。
复杂度分析
- 时间复杂度：最大流方法为O(V2E)，如果每次消去负费用圈至少使费用下降一个单位，最多执行ECM此找负费用圈和增减流操作（C为每条边费用上界，M为每条边容量上界）。该算法时间复杂度为O(V2E2CM)。
- 空间复杂度O(V)。
