Участник:Anastasy/Алгоритм Диница

Постановка задачи

Общее описание алгоритма

Алгоритм Диница — полиномиальный алгоритм, предназначенный для поиска максимального потока в транспортной сети. Он был предложен советским учёным Ефимом Диницем в 1970 году. Временная сложность алгоритма [math]\displaystyle{ O(nm^2) }[/math], где [math]\displaystyle{ m }[/math] — число ребер, а [math]\displaystyle{ n }[/math] — число вершин.

Основная идея алгоритма состоит в том, чтобы итеративно увеличивать величину потока вдоль некоторых путей из истока в сток. Алгоритм Диница схож с алгоритмом Эдмондса-Карпа, но основное отличие можно понимать так: на каждой итерации поток увеличивается не вдоль одного кратчайшего пути из истока в сток, а вдоль целого набора таких путей.

Математическое описание алгоритма

Математическая постановка задачи приведена в статье "Поиск максимального потока в транспортной сети", мы будем использовать введённые в ней обозначения.

Введём необходимые определения.

Остаточной сетью [math]\displaystyle{ G^R }[/math] по отношению к сети [math]\displaystyle{ G=(V, E) }[/math] и некоторому потоку [math]\displaystyle{ f }[/math] в ней называется сеть, в которой каждому ребру [math]\displaystyle{ (u,v) \in E }[/math] с пропускной способностью [math]\displaystyle{ c_{uv} }[/math] и потоком [math]\displaystyle{ f_{uv} }[/math] соответствуют два ребра:

• [math]\displaystyle{ (u,v) }[/math] с пропускной способностью [math]\displaystyle{ c_{uv}^R = c_{uv} - f_{uv} }[/math]
• [math]\displaystyle{ (v,u) }[/math] с пропускной способностью [math]\displaystyle{ c_{vu}^R = f_{uv} }[/math]

Стоит отметить, что при таком определении в остаточной сети могут появляться кратные рёбра: если в исходной сети было как ребро [math]\displaystyle{ (u,v) }[/math], так и [math]\displaystyle{ (v,u) }[/math].

Блокирующим потоком в данной сети называется такой поток, что любой путь из истока [math]\displaystyle{ s }[/math] в сток [math]\displaystyle{ t }[/math] содержит насыщенное этим потоком ребро (то есть [math]\displaystyle{ c_{uv} = f_{uv} }[/math] для некоторых [math]\displaystyle{ u,v \in V }[/math]). Иными словами, в данной сети не найдётся такого пути из истока в сток, вдоль которого можно беспрепятственно увеличить поток.

Блокирующий поток не обязательно максимален. Согласно теореме Форда-Фалкерсона поток будет максимальным тогда и только тогда, когда в остаточной сети [math]\displaystyle{ G^R }[/math] не найдётся [math]\displaystyle{ s-t }[/math] пути; в блокирующем же потоке ничего не утверждается о существовании пути по рёбрам, появляющимся в остаточной сети.

Слоистая сеть для данной сети строится следующим образом. Сначала определяются длины кратчайших путей из истока s до всех остальных вершин; назовём уровнем [math]\displaystyle{ {\rm level}[v] }[/math] вершины её расстояние от истока. Тогда в слоистую сеть включают все те рёбра [math]\displaystyle{ (u,v) }[/math] исходной сети, которые ведут с одного уровня на какой-либо другой, более поздний, уровень, т.е. [math]\displaystyle{ {\rm level}[u] + 1 = {\rm level}[v] }[/math] (разница расстояний не может превосходить единицы, это следует из свойства кратчайших расстояний). Таким образом, удаляются все рёбра, расположенные целиком внутри уровней, а также рёбра, ведущие назад, к предыдущим уровням.

Слоистая сеть ациклична. Кроме того, любой [math]\displaystyle{ s-t }[/math] путь в слоистой сети является кратчайшим путём в исходной сети.

Алгоритм представляет собой несколько фаз. На каждой фазе сначала строится остаточная сеть, затем по отношению к ней строится слоистая сеть (обходом в ширину), а в ней ищется произвольный блокирующий поток. Найденный блокирующий поток прибавляется к текущему потоку, и на этом очередная итерация заканчивается. Алгоритм заканчивает свою работу, когда в построенной на некоторой итерации остаточной сети не найдётся [math]\displaystyle{ s-t }[/math] пути.

Вычислительное ядро алгоритма

Наибольший объем вычислений приходится на

• поиск в ширину (для построения слоистой сети)
• обход в глубину (для построеия блокирующего потока)