Алгоритм масштабирования потока — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
м
Строка 11: Строка 11:
 
Количество необходимых увеличений путей, основанных на кратчайших путях, может быть много больше количества увеличений, основанных на путях с высокой пропускной способностью.
 
Количество необходимых увеличений путей, основанных на кратчайших путях, может быть много больше количества увеличений, основанных на путях с высокой пропускной способностью.
 
{|border="0" cellpadding="5" width=30% align=center
 
{|border="0" cellpadding="5" width=30% align=center
|[[Файл:Flow_scale_1.png|500px|thumb|center|Выбор дополняющих путей в порядке длины]]
+
|[[Файл:Flow_scale_1.png|330px|thumb|center|Выбор дополняющих путей в порядке длины]]
|[[Файл:Flow_scale_2.png|500px|thumb|center|Выбор пути с высокой пропускной способностью в первую очередь]]
+
|[[Файл:Flow_scale_2.png|330px|thumb|center|Выбор пути с высокой пропускной способностью в первую очередь]]
 
|}
 
|}
  
Строка 28: Строка 28:
 
Максимальный поток в сети <tex> G </tex> ограничен сверху значением <tex> |f_k| + 2^k E </tex>, где <tex> |f_k| </tex> {{---}} значение потока при масштабе <tex> \Delta = 2^k </tex>.
 
Максимальный поток в сети <tex> G </tex> ограничен сверху значением <tex> |f_k| + 2^k E </tex>, где <tex> |f_k| </tex> {{---}} значение потока при масштабе <tex> \Delta = 2^k </tex>.
 
|proof=
 
|proof=
[[Файл:Flow_scale_3.png|520px|thumb|right|Разрез <tex> C_k </tex>]]
+
[[Файл:Flow_scale_3.png|350px|thumb|right|Разрез <tex> C_k </tex>]]
  
 
В конце итерации с масштабом <tex> \Delta = 2^k </tex>, сеть <tex> G_{f_k} </tex> может быть разбита на два непересекающихся множества <tex> A_k </tex> и <tex> \overline{A_k} </tex> так, что остаточная пропускная способность каждого ребра, идущего из <tex> A_k </tex> в <tex> \overline{A_k} </tex>, не превосходит масштаба <tex> \Delta </tex>. То есть образуется [[Разрез,_лемма_о_потоке_через_разрез|разрез]] <tex> C_k = \langle A_k, \overline{A_k} \rangle </tex>.
 
В конце итерации с масштабом <tex> \Delta = 2^k </tex>, сеть <tex> G_{f_k} </tex> может быть разбита на два непересекающихся множества <tex> A_k </tex> и <tex> \overline{A_k} </tex> так, что остаточная пропускная способность каждого ребра, идущего из <tex> A_k </tex> в <tex> \overline{A_k} </tex>, не превосходит масштаба <tex> \Delta </tex>. То есть образуется [[Разрез,_лемма_о_потоке_через_разрез|разрез]] <tex> C_k = \langle A_k, \overline{A_k} \rangle </tex>.

Версия 15:46, 7 июня 2012

Алгоритм

Пусть дана сеть [math] G [/math], все ребра которой имеют целочисленную пропускную способность. Обозначим за [math] U [/math] максимальную пропускную способность: [math] U = \max\limits_{(u, v) \in E} c(u, v) [/math].

Идея алгоритма заключается в нахождении путей с высокой пропускной способностью в первую очередь, чтобы сразу сильно увеличивать поток по ним, а затем по всем остальным. Для этого воспользуемся масштабом [math] \Delta [/math]. Изначально положим [math] \Delta = 2^{\lfloor \log_2 U \rfloor} [/math].

На каждой итерации в дополняющей сети алгоритм находит дополняющие пути с пропускной способностью не меньшей [math] \Delta [/math] и увеличивает поток вдоль них. Уменьшив масштаб [math] \Delta [/math] в [math] 2 [/math] раза, переходит к следующей итерации.

Очевидно, что при [math] \Delta = 1 [/math] алгоритм вырождается в алгоритм Эдмондса-Карпа, вследствие чего является корректным.

Количество необходимых увеличений путей, основанных на кратчайших путях, может быть много больше количества увеличений, основанных на путях с высокой пропускной способностью.

Выбор дополняющих путей в порядке длины
Выбор пути с высокой пропускной способностью в первую очередь

Оценка времени работы

Утверждение:
Время работы алгоритма — [math] O(E^2 \log U) [/math].
[math]\triangleright[/math]

В ходе выполнения алгоритма масштаб [math] \Delta [/math] принимает следующие значения: [math] S = \{2^{\lfloor \log_2 U \rfloor}, \ldots, 2^k, \ldots, 2, 1, 0\} [/math]. Тогда [math] |S| = O(\log U) [/math] — количество итераций алгоритма.

Лемма (1):
Максимальный поток в сети [math] G [/math] ограничен сверху значением [math] |f_k| + 2^k E [/math], где [math] |f_k| [/math] — значение потока при масштабе [math] \Delta = 2^k [/math].
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]
Разрез [math] C_k [/math]

В конце итерации с масштабом [math] \Delta = 2^k [/math], сеть [math] G_{f_k} [/math] может быть разбита на два непересекающихся множества [math] A_k [/math] и [math] \overline{A_k} [/math] так, что остаточная пропускная способность каждого ребра, идущего из [math] A_k [/math] в [math] \overline{A_k} [/math], не превосходит масштаба [math] \Delta [/math]. То есть образуется разрез [math] C_k = \langle A_k, \overline{A_k} \rangle [/math].

При этом, количество таких ребер не превосходит [math] E [/math].

Значит, значение остаточного потока не может превосходить [math] \Delta E = 2^k E [/math].
[math]\triangleleft[/math]
Лемма (2):
Суммарное количество увеличивающих путей — [math] O(E \log U) [/math].
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

На некоторой итерации алгоритма каждый дополняющий путь имеет пропускную способность не меньше [math] 2^k [/math]. Дополняющий поток на предыдущем шаге ограничен значением [math] 2^{k + 1} E [/math]. Следовательно, на каждой итерации количество дополняющих путей не превосходит [math] 2E [/math].

Количество итераций алгоритма — [math] O(\log U) [/math], значит, суммарное количество увеличивающих путей — [math] O(E \log U) [/math].
[math]\triangleleft[/math]
Алгоритм обхода в ширину находит каждый дополняющий путь за время [math] O(E) [/math]. Следовательно, суммарное время работы алгоритма — [math] O(E^2 \log U) [/math].
[math]\triangleleft[/math]

Псевдокод

Max_Flow_By_Scaling(G,s,t)
    [math] f \leftarrow 0 [/math]
    [math] \Delta \leftarrow 2^{\lfloor\log_2U\rfloor} [/math]
    while [math] \Delta \geq 1 [/math]
        do while в [math] G_f [/math] существует увеличивающий путь [math] p [/math] с пропускной способностью не меньшей [math] \Delta [/math]
               do [math] \delta \leftarrow \min\{c(u, v) \colon(u, v) \in p\} [/math]
                  увеличить поток по рёбрам [math] p [/math] на [math] \delta [/math]
                  обновить [math] G_f [/math]
                  [math] f \leftarrow f + \delta [/math]
           [math] \Delta \leftarrow \Delta / 2 [/math]
    return [math] f [/math]

Литература