WikiDer > Теорема о максимальном потоке и минимальном разрезе - Википедия

Max-flow min-cut theorem - Wikipedia

В Информатика и теория оптимизации, то теорема о максимальном потоке и минимальном разрезе заявляет, что в проточная сеть, максимальное количество потока, проходящего из источник к раковина равна общему весу ребер в минимальный разрез, то есть наименьший общий вес краев, при удалении которых источник отсоединяется от раковины.

В теорема о максимальном потоке и минимальном отсечении это частный случай теорема двойственности за линейные программы и может использоваться для получения Теорема Менгера и Теорема Кенига – Эгервари.^[1]

Определения и заявление

Теорема связывает две величины: максимальный поток через сеть и минимальную пропускную способность отрезка сети, то есть минимальная пропускная способность достигается за счет потока.

Чтобы сформулировать теорему, сначала необходимо определить каждую из этих величин.

Позволять $N = (V, E)$ быть ориентированный граф, куда V обозначает множество вершин, а E это множество ребер. Позволять $s \in V$ и $т \in V$ быть источником и приемником $N$ , соответственно.

В емкость ребра - это отображение ${ displaystyle c: E to mathbb {R} ^ {+}}$ обозначается $c УФ$ или же $c (ты, v)$ куда $ты, v \in V$ . Он представляет собой максимальный поток, который может пройти через край.

Потоки

А поток это отображение ${ displaystyle f: E to mathbb {R} ^ {+}}$ обозначается ${ displaystyle f_ {uv}}$ или же ${ Displaystyle f (и, v)}$ , при соблюдении следующих двух ограничений:

Ограничение емкости: Для каждого края ${ displaystyle (u, v) in E}$ , ${ displaystyle f_ {uv} leq c_ {uv}.}$
Сохранение потоков: Для каждой вершины ${ displaystyle v}$ Помимо ${ displaystyle s}$ и ${ displaystyle t}$ (т.е. источник и раковинасоответственно) имеет место равенство
${ displaystyle sum nolimits _ { {u: (u, v) in E }} f_ {uv} = sum nolimits _ { {w: (v, w) in E }} е_ {vw}.}$

Поток можно представить себе как физический поток жидкости через сеть, следуя направлению каждого края. Тогда ограничение пропускной способности говорит, что объем, протекающий через каждое ребро в единицу времени, меньше или равен максимальной пропускной способности ребра, а ограничение сохранения говорит, что количество, которое течет в каждую вершину, равно количеству, вытекающему из каждой вершины, кроме исходной и стоковой вершин.

В ценить потока определяется

{ Displaystyle | е | = сумма nolimits _ { {v: (s, v) in E }} f_ {sv} = sum nolimits _ { {v: (v, t) in E }} f_ {vt},}

где как указано выше ${ displaystyle s}$ это исходный узел и ${ displaystyle t}$ это приемный узел. В аналогии с флюидом он представляет количество флюида, поступающего в сеть в исходном узле. Из-за аксиомы сохранения для потоков это то же самое, что и количество потока, покидающего сеть в принимающем узле.

Задача максимального потока требует наибольшего потока в данной сети.

Задача максимального расхода. Максимизировать ${ displaystyle | f |}$ , то есть направить как можно больше потока из ${ displaystyle s}$ к ${ displaystyle t}$ .

Порезы

Другая половина теоремы о максимальном потоке и минимальном разрезе относится к другому аспекту сети: набору разрезов. An s-t вырезать $C = (S, Т)$ это раздел $V$ такой, что $s \in S$ и $т \in Т$ . То есть, s-т разрез - это разделение вершин сети на две части, с источником в одной части и стоком в другой. В набор для резки ${ Displaystyle X_ {C}}$ разреза $C$ - это набор ребер, которые соединяют исходную часть выреза с входной частью:

{ Displaystyle X_ {C}: = {(u, v) in E : u in S, v in T } = (S times T) cap E.}

Таким образом, если все ребра в разрезе $C$ удаляются, то положительный поток невозможен, потому что в результирующем графе нет пути от источника к приемнику.

В емкость из s-t вырезать - общий вес его ребер,

{ Displaystyle с (S, T) = сумма nolimits _ {(u, v) in X_ {C}} c_ {uv} = sum nolimits _ {(i, j) in E} c_ { ij} d_ {ij},}

куда ${ displaystyle d_ {ij} = 1}$ если ${ displaystyle i in S}$ и ${ displaystyle j in T}$ , ${ displaystyle 0}$ иначе.

Обычно на графике много разрезов, но разрезы с меньшим весом часто бывает труднее найти.

Проблема с минимальным разрезом s-t. Свести к минимуму

c (S, Т)

, то есть определить

S

и

Т

так что емкость S-T разрез минимально.

Основная теорема

Основная теорема связывает максимальный поток через сеть с минимальным разрезом сети.

Теорема о максимальном потоке и минимальном разрезе. Максимальное значение потока s-t равно минимальной пропускной способности по всем отрезкам s-t.

Постановка линейной программы

Задачу о максимальном потоке и задачу о минимальном разрезе можно сформулировать как две прямодвойственные линейные программы.^[2]

	Максимальный расход (Primal)	Мин-вырез (двойной)
переменные	${ displaystyle f_ {uv}}$ ${ Displaystyle forall (и, v) в E}$ [переменная для каждого края]	${ displaystyle d_ {uv}}$ ${ Displaystyle forall (и, v) в E}$ [переменная для каждого края] ${ displaystyle z_ {v}}$ ${ Displaystyle forall v в V setminus {s, t }}$ [переменная для нетерминального узла]
цель	максимизировать ${ Displaystyle сумма nolimits _ {v: (s, v) in E} f_ {sv}}$ [максимальный общий поток из источника]	свести к минимуму ${ Displaystyle сумма nolimits _ {(u, v) in E} c_ {uv} d_ {uv}}$ [мин. общая вместимость кромок в резе]
ограничения	при условии ${ displaystyle { begin {align} f_ {uv} & leq c_ {uv} && forall (u, v) in E сумма _ {u} f_ {uv} - sum _ {w} f_ {vw} & = 0 && v in V setminus {s, t } end {выровнено}}}$ [ограничение на ребро и ограничение на нетерминальный узел]	при условии ${ displaystyle { begin {align} d_ {uv} -z_ {u} + z_ {v} & geq 0 && forall (u, v) in E, u neq s, v neq t d_ {sv} + z_ {v} & geq 1 && forall (s, v) in E d_ {ut} -z_ {u} & geq 0 && forall (u, t) in E конец {выровнен}}}$ [ограничение на край]
знаковые ограничения	${ Displaystyle { begin {выровненный} f_ {uv} & geq 0 && forall (u, v) in E конец {выровненный}}}$	${ displaystyle { begin {align} d_ {uv} & geq 0 && forall (u, v) in E z_ {v} & in mathbb {R} && forall v in V setminus {s, t } end {выровнены}}}$

LP с максимальным расходом прост. Двойной ЛП получается с использованием алгоритма, описанного в двойная линейная программа. Получившийся LP требует пояснений. Интерпретация переменных в LP min-cut:

{ displaystyle d_ {uv} = { begin {case} 1, & { text {if}} u in S { text {и}} v in T { text {(край}} uv { text {находится в вырезе)}} 0, & { text {иначе}} end {case}}}

{ displaystyle z_ {u} = { begin {cases} 1, & { text {if}} u in S 0, & { text {else}} end {cases}}}

Цель минимизации суммирует пропускную способность по всем ребрам, которые содержатся в разрезе.

Ограничения гарантируют, что переменные действительно соответствуют законному сокращению:^[3]

Ограничения ${ displaystyle d_ {uv} -z_ {u} + z_ {v} geq 0}$ (эквивалентно ${ displaystyle d_ {uv} geq z_ {u} -z_ {v}}$ ) гарантируют, что для нетерминальных узлов u, v, если ты в S и v в Т, то ребро (ты,v) засчитывается в разрезе ( ${ displaystyle d_ {uv} geq 1}$ ).
Ограничения ${ displaystyle d_ {sv} + z_ {v} geq 1}$ (эквивалентно ${ displaystyle d_ {sv} geq 1-z_ {v}}$ ) гарантируют, что если v в Т, то край (s, v) учитывается в разрезе (поскольку s по определению в S).
Ограничения ${ displaystyle d_ {ut} -z_ {u} geq 0}$ (эквивалентно ${ displaystyle d_ {ut} geq z_ {u}}$ ) гарантируют, что если ты в S, то край (u, t) учитывается в разрезе (поскольку т по определению в Т).

Обратите внимание, что, поскольку это проблема минимизации, мы не должны гарантировать, что ребро нет в разрезе - мы только должны гарантировать, что каждое ребро, которое должно быть в разрезе, суммируется в целевой функции.

Равенство в теорема о максимальном потоке и минимальном отсечении следует из сильная теорема двойственности в линейном программировании, который утверждает, что если основная программа имеет оптимальное решение, Икс*, то дуальная программа тоже имеет оптимальное решение, у*, так что оптимальные значения, сформированные двумя решениями, равны.

Пример

Сеть со значением потока, равным пропускной способности отрезка s-t

На рисунке справа изображена сеть со значением расхода 7. Цифровая аннотация на каждой стрелке в виде Икс/у, указывает поток (Икс) и емкость (у). Всего семь потоков, исходящих из источника (4 + 3 = 7), равно как и потоков в сток (3 + 4 = 7).

Вершины, отмеченные белым цветом, и вершины, отмеченные серым цветом, образуют подмножества $S$ и $Т$ s-t разреза, множество разрезов которого содержит пунктирные края. Поскольку пропускная способность отрезка s-t равна 7, что равняется значению потока, теорема о максимальном потоке и минимальном отрезке указывает, что значение потока и пропускная способность отрезка s-t являются оптимальными в этой сети.

Обратите внимание, что поток через каждую из пунктирных кромок работает на полную мощность: это «узкое место» системы. Напротив, в правой части сети есть свободные мощности. В частности, поток от узла один к узлу два не обязательно должен быть равен 1. Если бы не было потока между узлами один и два, то входы в приемник изменились бы на 4/4 и 3/5; общий поток все равно будет семь (4 + 3 = 7). С другой стороны, если поток от узла один к узлу два удвоится до 2, то входы в приемник изменится на 2/4 и 5/5; общий поток снова останется на уровне семи (2 + 5 = 7).

Заявление

Теорема Седербаума о максимальном потоке

Задачу максимального потока можно сформулировать как максимизацию электрического тока через сеть, состоящую из нелинейных резистивных элементов.^[4] В этой постановке предел тока $я в$ между входными клеммами электрической сети в качестве входного напряжения $V в$ подходы ${ displaystyle infty}$ , равняется весу набора с минимальным весом.

{ displaystyle lim _ {V _ { text {in}} to infty} (I_ {in}) = min _ {X_ {C}} sum _ {(u, v) in X_ {C }} c_ {uv}}

Обобщенная теорема о максимальном потоке и минимальном разрезе

Помимо пропускной способности ребра, рассмотрим пропускную способность каждой вершины, т. Е. Отображение ${ displaystyle c: V to mathbb {R} ^ {+}}$ обозначается $c (v)$ , так что поток $ж$ должен удовлетворять не только ограничению пропускной способности и сохранению потоков, но и ограничению пропускной способности вершин

{ Displaystyle forall v in V setminus {s, t }: qquad sum nolimits _ { {u in V mid (u, v) in E }} f_ {uv} leq c (v).}

Другими словами, количество поток проход через вершину не может превышать ее вместимости. Определить s-t вырезать быть набором вершин и ребер таких, что для любого пути из s к т, путь содержит член разреза. В этом случае мощность разреза это сумма емкости каждого ребра и вершины в нем.

В этом новом определении Обобщенная теорема о максимальном потоке и минимальном разрезе утверждает, что максимальное значение потока s-t равно минимальной пропускной способности отрезка s-t в новом смысле.

Теорема Менгера

В задаче о неориентированных рёберно-непересекающихся путях задан неориентированный граф $грамм = (V, E)$ и две вершины $s$ и $т$ , и мы должны найти максимальное количество непересекающихся ребер s-t путей в $грамм$ .

В Теорема Менгера утверждает, что максимальное количество непересекающихся ребер s-t путей в неориентированном графе равно минимальному количеству ребер в s-t разрезе.

Проблема выбора проекта

Сетевая постановка задачи выбора проекта с оптимальным решением

В задаче выбора проекта есть $п$ проекты и $м$ машины. Каждый проект $п я$ приносит доход $р (п я)$ и каждая машина $q j$ расходы $c (q j)$ покупать. Для каждого проекта требуется несколько машин, и каждая машина может использоваться несколькими проектами. Проблема состоит в том, чтобы определить, какие проекты и машины следует выбрать и купить соответственно, чтобы получить максимальную прибыль.

Позволять $п$ быть набором проектов нет выбран и $Q$ быть набором купленных машин, то проблема может быть сформулирована как,

{ displaystyle max {g } = sum _ {i} r (p_ {i}) - sum _ {p_ {i} in P} r (p_ {i}) - sum _ {q_ {j} in Q} c (q_ {j}).}

Поскольку первый член не зависит от выбора $п$ и $Q$ , эту задачу максимизации можно сформулировать как задачу минимизации, т. е.

{ displaystyle min {g '} = sum _ {p_ {i} in P} r (p_ {i}) + sum _ {q_ {j} in Q} c (q_ {j} ).}

Вышеупомянутая задача минимизации затем может быть сформулирована как задача минимального сокращения путем построения сети, в которой источник подключен к проектам с мощностью $р (п я)$ , а мойка подключается машинами емкостью $c (q j)$ . Край $(п я, q j)$ с бесконечный мощность добавляется, если проект $п я$ требуется машина $q j$ . Набор s-t cut-set представляет проекты и машины в $п$ и $Q$ соответственно. По теореме о максимальном потоке и минимальном разрезе можно решить проблему как проблема максимального расхода.

Рисунок справа дает сетевую формулировку следующей задачи выбора проекта:

	Проект $р (п я)$	Машина $c (q j)$
1	100	200	Для проекта 1 требуются машины 1 и 2.
2	200	100	Для проекта 2 требуется машина 2.
3	150	50	Для проекта 3 требуется машина 3.

Минимальная мощность разреза s-t составляет 250, а сумма дохода по каждому проекту составляет 450; поэтому максимальная прибыль грамм 450 - 250 = 200, выбрав проекты $п 2$ и $п 3$ .

Идея здесь состоит в том, чтобы «направить» прибыль проекта по «трубам» машины. Если мы не можем заполнить трубу, отдача станка будет меньше, чем ее стоимость, и алгоритм минимальной резки сочтет более дешевым сократить край прибыли проекта, а не предел затрат станка.

Проблема сегментации изображения

Каждый черный узел обозначает пиксель.

В проблеме сегментации изображений есть $п$ пикселей. Каждый пиксель $я$ может быть присвоено значение переднего плана $ж я$ или фоновое значение $б я$ . Существует штраф в размере $п ij$ если пиксели $я, j$ смежные и имеют разные назначения. Проблема состоит в том, чтобы назначить пиксели переднему или заднему плану так, чтобы сумма их значений за вычетом штрафов была максимальной.

Позволять $п$ быть набором пикселей, назначенных переднему плану и $Q$ - набор точек, отнесенных к фону, то задача может быть сформулирована как,

{ displaystyle max {g } = sum _ {i in P} f_ {i} + sum _ {i in Q} b_ {i} - sum _ {i in P, j в Q lor j in P, i in Q} p_ {ij}.}

Вместо этого эту задачу максимизации можно сформулировать как задачу минимизации, т. Е.

{ displaystyle min {g '} = sum _ {i in P, j in Q lor j in P, i in Q} p_ {ij}.}

Вышеупомянутая задача минимизации может быть сформулирована как задача минимального среза путем построения сети, в которой источник (оранжевый узел) подключен ко всем пикселям с емкостью $ж я$ , а сток (пурпурный узел) соединен всеми пикселями с емкостью $б я$ . Два ребра ( $я, j$ ) и ( $j, я$ ) с $п ij$ емкость добавляется между двумя соседними пикселями. Затем набор s-t cut-set представляет пиксели, назначенные на передний план в $п$ и пиксели, назначенные фону в $Q$ .

История

Отчет об открытии теоремы дал Форд и Фулкерсон в 1962 г .:^[5]

«Определение максимального установившегося потока из одной точки в другую в сети с учетом ограничений пропускной способности дуг ... было поставлено авторам весной 1955 года Т. Э. Харрисом, который вместе с генералом Ф. С. Россом (в отставке). сформулировал упрощенную модель железнодорожного потока и определил эту конкретную проблему как центральную, предложенную моделью. Вскоре после этого был получен основной результат, теорема 5.1, которую мы называем теоремой о максимальном потоке и минимальном разрезе, было предположено и установлено.^[6] С тех пор появился ряд доказательств ".^[7]^[8]^[9]

Доказательство

Позволять $грамм = (V, E)$ сеть (ориентированный граф) с $s$ и $т$ быть источником и приемником $грамм$ соответственно.

Рассмотрим поток $ж$ вычислено для $грамм$ к Алгоритм Форда – Фулкерсона. В остаточном графе $(грамм ж)$ получено для $грамм$ (после окончательного назначения потока Алгоритм Форда – Фулкерсона), определим два подмножества вершин следующим образом:

$А$ : множество вершин, достижимых из $s$ в $грамм ж$
$А c$ : множество оставшихся вершин, т.е. $В - А$

Требовать. $ценить(ж) = c (А, А c)$ , где емкость из s-t вырезать определяется

{ Displaystyle с (S, T) = сумма nolimits _ {(u, v) in S times T} c_ {uv}}

.

Теперь мы знаем, ${ displaystyle value (f) = f_ {out} (A) -f_ {in} (A)}$ для любого подмножества вершин, $А$ . Следовательно, для $ценить(ж) = c (А, А c)$ нам нужно:

Все исходящие края из разреза должно быть полностью насыщенный.
Все входящие края в разрезе должно быть нулевой поток.

Чтобы доказать это утверждение, рассмотрим два случая:

В $грамм$ , существует исходящий край ${ Displaystyle (х, у), х в А, у в А ^ {с}}$ такой, что он не насыщен, т.е. $ж (Икс, у) < c ху$ . Это означает, что существует передний край из $Икс$ к $у$ в $грамм ж$ , следовательно, существует путь из $s$ к $у$ в $грамм ж$ , что противоречит. Следовательно, любое исходящее ребро $(Икс, у)$ полностью насыщен.

В $грамм$ , существует входящий край ${ Displaystyle (у, х), х в А, у в А ^ {с}}$ такой, что он несет некоторый ненулевой поток, т.е. $ж (у, Икс) > 0$ . Это означает, что существует задний край из $Икс$ к $у$ в $грамм ж$ , следовательно, существует путь из $s$ к $у$ в $грамм ж$ , что снова противоречит. Следовательно, любое входящее ребро $(у, Икс)$ должен иметь нулевой расход.

Оба приведенных выше утверждения доказывают, что мощность отсечения, полученная описанным выше способом, равна потоку, полученному в сети. Также поток был получен Алгоритм Форда-Фулкерсона, так что это максимальный расход сети.

Кроме того, поскольку любой поток в сети всегда меньше или равен пропускной способности каждого разреза, возможного в сети, вышеописанный разрез также является min-cut который получает максимальный расход.

Следствием этого доказательства является то, что максимальный поток через любое множество ребер в разрезе графа равен минимальной пропускной способности всех предыдущих разрезов.

Navigation