Алгоритм Форда-Фалкерсона

1 Свойства и структура алгоритма

1.1 Общее описание алгоритма

Алгоритм Форда-Фалкерсона (с последующими усовершенствованиями Эдмондса-Карпа и Е. А. Диница) предназначен для решения задачи о максимальном потоке в транспортной сети. Время работы алгоритма [math]O(n^2m)[/math] (для алгоритма Диница). В случае целых пропускных способностей, не превосходящих [math]K[/math], сложность [math]O(Km)[/math] (для алгоритма Эдмондса–Карпа).

Алгоритм последовательно улучшает допустимый поток, находя так называемый дополняющий путь и увеличивая поток вдоль этого пути. Варианты алгоритма отличаются способом нахождения дополняющего пути.

• В исходном алгоритме Форда–Фалкерсона способ выбора дополняющего пути не уточнялся.
• В алгоритме Эдмондса-Карпа выбирается кратчайший дополняющий путь, для чего используется поиск в ширину на каждой итерации;
• В алгоритме Диница для выбора кратчайшего пути поддерживается «расслоение» графа, так что поиск в ширину выполняется значительно реже.

1.2 Математическое описание алгоритма

Математическая постановка задачи приведена в статье «Поиск максимального потока в транспортной сети», там же введены используемые обозначения.

Пусть задан некоторый допустимый поток [math]f[/math]. Дополняющим путём называется последовательность рёбер [math]e_0 = (s, v_1), e_1 = (v_1, v_2), \ldots, e_k = (v_k, t)[/math], каждое из которых обладает положительной остаточной пропускной способностью [math]c_f(e_i) = c(e_i) - f(e_i) \gt 0[/math].

Поток останется допустимым, если увеличить его вдоль дополняющего пути на число [math]\delta = \min \{ c(e_i) - f(e_i) \} \gt 0[/math], при этом величина потока возрастёт на то же число [math]\delta[/math]. Для сохранения антисимметричности увеличение потока производится присваиваниями

[math] f(e_i) \leftarrow f(e_i) + \delta, \quad f(e_i^R) \leftarrow f(e_i^R) - \delta, \quad i = \overline{0, k}. [/math]

Если дополняющего пути не существует, то поток [math]f[/math] является максимальным.

1.3 Вычислительное ядро алгоритма

Вычислительными ядрами, на которые приходится наибольший объём вычислений, являются:

• поиск в ширину;
• увеличение потока вдоль дополняющего пути.

1.6 Последовательная сложность алгоритма

В статье Эдмондса–Карпа (теорема 1) доказано, что количество последовательно построенных кратчайших дополнительных путей не превосходит [math]m(n + 1)/2 = O(mn)[/math]. Основными операциями алгоритма являются поиск в ширину сложностью [math]O(m)[/math] и обновление потока вдоль дополняющего пути сложностью [math]O(n)[/math].

В алгоритме Эдмондса–Карпа выполняются следующие операции:

• поиск в ширину и определение кратчайшего пути на каждой итерации, сложность [math]O(m + n)[/math], общая сложность [math]O(m^2n)[/math];
• обновление потока вдоль дополняющего пути, сложность [math]O(n)[/math], общая сложность [math]O(n^2 m)[/math].

Таким образом, общая сложность составляет [math]O(m^2n)[/math].

В алгоритме Диница выполняются следующие операции:

• поиск кратчайшего пути и обновление потока вдоль дополняющего пути на каждой итерации, сложность [math]O(n)[/math], общая сложность [math]O(mn^2)[/math];
• обновление расслоения на каждой итерации, сложность [math]O(1)[/math], общая сложность [math]O(mn)[/math];
• поиск в ширину для построения нового расслоения, сложность [math]O(m)[/math], число построений не более [math]n[/math], общая сложность [math]O(mn)[/math].

Таким образом, общая сложность составляет [math]O(mn^2)[/math].

1.7 Информационный граф

Далее представлен информационный граф алгоритма, демонстрирующий описанные уровни параллелизма. Информационный граф алгоритма — ориентированный граф, состоящий из вершин, соответствующих операциям алгоритма, и направленных дуг, соответствующих передаче данных (результаты одних операций передаются в качестве аргументов другим операциям) между ними.

Рисунок 1 – Информационный граф алгоритма Форда-Фалкерсона

1.8 Ресурс параллелизма алгоритма

Основной объём вычислений в алгоритме Форда-Фалкерсона приходится на поиск путей от источника к стоку. С этой целью может применяться поиск в ширину, который хорошо распараллеливается. Наилучших результатов можно достичь, если распределить вершины между узлами по слоям примерно одинаковой толщины, так что в каждом слое вершины были бы примерно на одинаковом удалении от источника (такое расслоение также можно найти поиском в ширину).