最小割

概念

对于一个网络流图 G=(V,E) ,其割的定义为一种 点的划分方式:将所有的点划分为 S T=V-S 两个集合,其中源点 s\in S ,汇点 t\in T

割的容量

我们的定义割 (S,T) 的容量 c(S,T) 表示所有从 S T 的边的容量之和,即 c(S,T)=\sum_{u\in S,v\in T}c(u,v) 。当然我们也可以用 c(s,t) 表示 c(S,T)

最小割

最小割就是求得一个割 (S,T) 使得割的容量 c(S,T) 最小。

证明

最大流最小割定理

定理 f(s,t)_{\max}=c(s,t)_{\min}

对于任意一个可行流 f(s,t) 的割 (S,T) ,我们可以得到:

f(s,t)=S\text{出边的总流量}-S\text{入边的总流量}\le S\text{出边的总流量}=c(s,t)

如果我们求出了最大流 f ,那么残余网络中一定不存在 s t 的增广路经,也就是 S 的出边一定是满流, S 的入边一定是零流,于是有:

f(s,t)=S\text{出边的总流量}-S\text{入边的总流量}=S\text{出边的总流量}=c(s,t)

结合前面的不等式,我们可以知道此时 f 已经达到最大。

代码

最小割

通过 最大流最小割定理,我们可以直接得到如下代码:

参考代码
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#include <algorithm>
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <queue>

const int N = 1e4 + 5, M = 2e5 + 5;
int n, m, s, t, tot = 1, lnk[N], ter[M], nxt[M], val[M], dep[N], cur[N];

void add(int u, int v, int w) {
  ter[++tot] = v, nxt[tot] = lnk[u], lnk[u] = tot, val[tot] = w;
}

void addedge(int u, int v, int w) { add(u, v, w), add(v, u, 0); }

int bfs(int s, int t) {
  memset(dep, 0, sizeof(dep));
  memcpy(cur, lnk, sizeof(lnk));
  std::queue<int> q;
  q.push(s), dep[s] = 1;
  while (!q.empty()) {
    int u = q.front();
    q.pop();
    for (int i = lnk[u]; i; i = nxt[i]) {
      int v = ter[i];
      if (val[i] && !dep[v]) q.push(v), dep[v] = dep[u] + 1;
    }
  }
  return dep[t];
}

int dfs(int u, int t, int flow) {
  if (u == t) return flow;
  int ans = 0;
  for (int &i = cur[u]; i && ans < flow; i = nxt[i]) {
    int v = ter[i];
    if (val[i] && dep[v] == dep[u] + 1) {
      int x = dfs(v, t, std::min(val[i], flow - ans));
      if (x) val[i] -= x, val[i ^ 1] += x, ans += x;
    }
  }
  if (ans < flow) dep[u] = -1;
  return ans;
}

int dinic(int s, int t) {
  int ans = 0;
  while (bfs(s, t)) {
    int x;
    while ((x = dfs(s, t, 1 << 30))) ans += x;
  }
  return ans;
}

int main() {
  scanf("%d%d%d%d", &n, &m, &s, &t);
  while (m--) {
    int u, v, w;
    scanf("%d%d%d", &u, &v, &w);
    addedge(u, v, w);
  }
  printf("%d\n", dinic(s, t));
  return 0;
}

方案

我们可以通过从源点 s 开始 DFS,每次走残量大于 0 的边,找到所有 S 点集内的点。

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void dfs(int u) {
  vis[u] = 1;
  for (int i = lnk[u]; i; i = nxt[i]) {
    int v = ter[i];
    if (!vis[v] && val[i]) dfs(v);
  }
}

割边数量

只需要将每条边的容量变为 1 ,然后重新跑 Dinic 即可。

Warning

这个割边数量并没有保证是在最小割的前提下,所以最下方的例题不能做如此简单的处理。具体解法可以参见题解,不要被这句话误导了。

问题模型 1

n 个物品和两个集合 A,B ,如果一个物品没有放入 A 集合会花费 a_i ,没有放入 B 集合会花费 b_i ;还有若干个形如 u_i,v_i,w_i 限制条件,表示如果 u_i v_i 同时不在一个集合会花费 w_i 。每个物品必须且只能属于一个集合,求最小的代价。

这是一个经典的 二者选其一 的最小割题目。我们对于每个集合设置源点 s 和汇点 t ,第 i 个点由 s 连一条容量为 a_i 的边、向 t 连一条容量为 b_i 的边。对于限制条件 u,v,w ,我们在 u,v 之间连容量为 w 的双向边。

注意到当源点和汇点不相连时,代表这些点都选择了其中一个集合。如果将连向 s t 的边割开,表示不放在 A B 集合,如果把物品之间的边割开,表示这两个物品不放在同一个集合。

最小割就是最小花费。

问题模型 2

最大权值闭合图,即给定一张有向图,每个点都有一个权值(可以为正或负或 0 ),你需要选择一个权值和最大的子图,使得子图中每个点的后继都在子图中。

做法:建立超级源点 s 和超级汇点 t ,若节点 u 权值为正,则 s u 连一条有向边,边权即为该点点权;若节点 u 权值为负,则由 u t 连一条有向边,边权即为该点点权的相反数。原图上所有边权改为 inf 。跑网络最大流,将所有正权值之和减去最大流,即为答案。

几个小结论来证明:

  1. 每一个符合条件的子图都对应流量网络中的一个割。因为每一个割将网络分为两部分,与 s 相连的那部分满足没有边指向另一部分,于是满足上述条件。这个命题是充要的。
  2. 最小割所去除的边必须与 s t 其中一者相连。因为否则边权是 inf ,不可能成为最小割。
  3. 我们所选择的那部分子图,权值和 = 所有正权值之和 - 我们未选择的正权值点的权值之和 + 我们选择的负权值点的权值之和。当我们不选择一个正权值点时,其与 s 的连边会被断开;当我们选择一个负权值点时,其与 t 的连边会被断开。断开的边的边权之和即为割的容量。于是上述式子转化为:权值和 = 所有正权值之和 - 割的容量。
  4. 于是得出结论,最大权值和 = 所有正权值之和 - 最小割 = 所有正权值之和 - 最大流。

习题


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