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图算法&网络流&edmonds_karp算法

2017-12-15 19:47 190 查看
#include "stdio.h"
#include "iostream"
#include "algorithm"
#define INF 9999999
using namespace std;
int map

; //N为点数
int s,t;
int pre
,visit
;
void update_residual_network(int u,int flow)
{

while(u!=s)//while(pre[u]!=-1)
{
map[pre[u]][u] -=flow;
map[u][pre[u]] +=flow;
u=pre[u];
}
}
int min(int a,int b)
{
return a>b?b:a;
}
int find_path_bfs(int s,int t)
{
memset(pre,-1,sizeof(pre));
memset(visit,0,sizeof(visit));
queue<int>q;
q.push(s);
int min_flow = INF;
visit[s] = 1;
while(!q.empty())
{
int x = q.front();
q.pop();
if(x == t)
break;

for (int i = 0; i <= m; ++i)
{
if(visit[i]==0&&map[x][i]!=0)
{
min_flow = min(min_flow,map[x][i]);
visit[i] = 1;
q.push(i);
pre[i] = x;
}
}
}
if(pre[t]==-1)
return 0;
return min_flow;
}

int edmonds_karp(int s,int t)
{
int max_flow = 0;
do
{
new_flew = find_path_bfs(int s,int t)
max_flow += new_flew;
update_residual_network(t,new_flew);
}while(new_flew!=0)
return max_flow;
}

edmonds_karp算法概要
网络流问题,求最大网络流

网络流的相关定义:

源点:有n个点,有m条有向边,有一个点很特殊,只出不进,叫做源点
汇点:另一个点也很特殊,只进不出,叫做汇点
容量和流量:每条有向边上有两个量,容量和流量,从i到j的容量通常用c[i,j]表示,流量则通常是f[i,j].
通常可以把这些边想象成道路,流量就是这条道路的车流量,容量就是道路可承受的最大的车流量。很显然的,流量<=容量。而对于每个不是源点和汇点的点来说,可以类比的想象成没有存储功能的货物的中转站,所有“进入”他们的流量和等于所有从他本身“出去”的流量。

最大流:把源点比作工厂的话,问题就是求从工厂最大可以发出多少货物,是不至于超过道路的容量限制,也就是,最大流




求解思路:

首先,假如所有边上的流量都没有超过容量(不大于容量),那么就把这一组流量,或者说,这个流,称为一个可行流

一个最简单的例子就是,零流,即所有的流量都是0的流。

(1).我们就从这个零流开始考虑,假如有这么一条路,这条路从源点开始一直一段一段的连到了汇点,并且,这条路上的每一段都满足流量<容量,注意,是严格的<,而不是<=。
(2).那么,我们一定能找到这条路上的每一段的(容量-流量)的值当中的最小值flow。我们把这条路上每一段的流量都加上这个delta,一定可以保证这个流依然是可行流,这是显然的。
(3).这样我们就得到了一个更大的流,他的流量是之前的流量+delta,而这条路就叫做增广路。我们不断地从起点开始寻找增广路,每次都对其进行增广,直到源点和汇点不连通,也就是找不到增广路为止。
(4).当找不到增广路的时候,当前的流量就是最大流,这个结论非常重要。

补充:

(1).寻找增广路的时候我们可以简单的从源点开始做BFS,并不断修改这条路上的delta 量,直到找到源点或者找不到增广路。
(2).在程序实现的时候,我们通常只是用一个map数组来记录容量,而不记录流量,当流量+flow 的时候,我们可以通过容量-flow 来实现,以方便程序的实现。另外,这条路的反向流量加上flow表示可以再次反向流
直到找不到源点或者增广路不存在时,记作flow = 0;在Bfs中实现

举例:

比如说下面这个网络流模型





我们第一次找到了1-2-3-4这条增广路,这条路上的delta值显然是1。

于是我们修改后得到了下面这个流。(图中的数字是容量)





这时候(1,2)和(3,4)边上的流量都等于容量了,我们再也找不到其他的增广路了,当前的流量是1。

但是,

这个答案明显不是最大流,因为我们可以同时走1-2-4和1-3-4,这样可以得到流量为2的流。

那么我们刚刚的算法问题在哪里呢?

问题就在于我们没有给程序一个“后悔”的机会,应该有一个不走(2-3-4)而改走(2-4)的机制。

那么如何解决这个问题呢?

我们利用一个叫做反向边的概念来解决这个问题。即每条边(i,j)都有一条反向边(j,i),反向边也同样有它的容量。

我们直接来看它是如何解决的:

在第一次找到增广路之后,在把路上每一段的容量减少delta的同时,也把每一段上的反方向的容量增加delta。

c[x,y]-=delta;

c[y,x]+=delta;


我们来看刚才的例子,在找到1-2-3-4这条增广路之后,把容量修改成如下:





这时再找增广路的时候,就会找到1-3-2-4这条可增广量,即delta值为1的可增广路。将这条路增广之后,得到了最大流2。





那么,这么做为什么会是对的呢?

事实上,当我们第二次的增广路走3-2这条反向边的时候,就相当于把2-3这条正向边已经是用了的流量给“退”了回去,不走2-3这条路,而改走从2点出发的其他的路也就是2-4。

如果这里没有2-4怎么办?

这时假如没有2-4这条路的话,最终这条增广路也不会存在,因为他根本不能走到汇点

同时本来在3-4上的流量由1-3-4这条路来“接管”。而最终2-3这条路正向流量1,反向流量1,等于没有流。

 



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