5-5 最小费用最大流问题-xfj
最小费用最大流
Spfa实现
概念
• 网络流图论中的一种理论与方法，研究网络 上的一类最优化问题 。 • 所谓网络或容量网络指的是一个连通的赋权 有向图 D＝(V、E、C) ， 其中V 是该图的 顶点集，E是有向边(即弧)集，C是弧上的容 量。此外顶点集中包括一个起点和一个终点。 网络上的流就是由起点流向终点的可行流， 这是定义在网络上的非负函数，它一方面受 到容量的限制，另一方面除去起点和终点以 外，在所有中途点要求保持流入量和流出量 是平衡的。
(3,3,1)
v0
(2,2,1) v3
(1,1,1)
(4,6,0)
v2
(2,3,0) (2,2,0)
(9,3,0) v5
(3,4,0)
如果 f 是可行流,则对收、发点vt、vs有
∑fsi =∑fjt =Wf ,
即从vs点发出的物质总量 = vt点输入的量.Wf 称为网络流 f 的总流量.
上述概念可以这样来理解,如G是一个运输网络,则 发点vs表示发送站,收点vt表示接收站,中间点vk表示中间 转运站,可行流 fij 表示某条运输线上通过的运输量,容量 Cij表示某条运输线能承担的最大运输量,Wf 表示运输总 量.
将各弧的单位运费作为长度，求v0到vn的最短 增流路v0v1v3v4vn，路长为8，可增加1单位的 流值。
v1
(4,3,0)
v4 (2,5,0) vn
(3,3,0)
v0
(2,2,0) v3
(1,1,0)
(4,6,0)
v2
(2,3,0) (2,2,0)
(9,3,0) v5
(3,4,0)
将各弧的单位运费作为长度，求v0到vn的最短 增流路v0v1v3v4vn，路长为8，可增加1单位的 流值。
网络流：最小费用最大流(最简单的算法)
网络流：最小费用最大流（最简单的算法）最小费用流在OI 竞赛中应当算是比较偏门的内容，但是NOI2008 中employee 的突然出现确实让许多人包括zkw 自己措手不及。
可怜的zkw 当时想出了最小费用流模型，可是他从来没有实现过，所以不敢写，此题0 分。
zkw 现在对费用流的心得是：虽然理论上难，但是写一个能AC 题的费用流还算简单。
先贴一个我写的employee 程序：只有不到70 行，费用流比最大流还好写～程序代码:C++#include <cstdio>#include <cstring>using namespace std;const int maxint=~0U>>1;int n,m,pi[550]={0},cost=0;bool v[550]={0};struct etype{int t,c,u;etype *next,*pair;etype(){}etype(int t_,int c_,int u_,etype* next_):t(t_),c(c_),u(u_),next(next_){}void* operator new(unsigned,void* p){return p;}} *e[550],*eb[550];int aug(int no,int m){if(no==n)return cost+=pi[1]*m,m;v[no]=true;for(etype *&i=e[no];i;i=i->next)if(i->u && !v[i->t] && pi[i->t]+i->c==pi[no])if(int d=aug(i->t,m<i->u?m:i->u))return i->u-=d,i->pair->u+=d,d;return 0;}bool modlabel(){int d=maxint,c;for(int i=1;i<=n;++i)if(v[i])for(etype *j=eb[i];j;j=j->next)if(j->u && !v[j->t])if((c=j->c-pi[i]+pi[j->t])<d)d=c;if(d==maxint)return false;for(int i=1;i<=n;++i)if(v[i])pi[i]+=d,e[i]=eb[i];return true;}int main(){freopen("costflow.in","r",stdin);freopen("costflow.out","w",stdout);scanf("%d %d",&n,&m);etype *Pe=new etype[m+m];while(m--){int s,t,c,u;scanf("%d%d%d%d",&s,&t,&u,&c);e[s]=new(Pe++)etype(t, c,u,e[s]);e[t]=new(Pe++)etype(s,-c,0,e[t]);e[s]->pair=e[t];e[t]->pair=e[s];}memmove(eb,e,sizeof(e));do do memset(v,0,sizeof(v));while(aug(1,maxint));while(modlabel());printf("%d\n",cost);return 0;}程序代码:CB大牛翻译的PASCALvarn,m,i,l,s,t,c,cost,u:longint;v:array[0..600]of boolean;dis:array[0..600]of longint;e_n,e_t,e_c,e_u,e_p,e_x:array[0..250000]of longint;function min(a,b:longint):longint;beginif a>b then exit(b);exit(a);end;procedure addedge(s,t,c,u,k:longint);begininc(l);e_n[l]:=e_n[s];e_n[s]:=l;//下一条边e_t[l]:=t;//边的另一端e_c[l]:=c;//边的费用e_u[l]:=u;//边的容量e_p[l]:=l+k;//对应的边end;procedure build(s,t,c,u:longint);beginaddedge(s,t,c,u,1);addedge(t,s,-c,0,-1);end;function aug(no,m:longint):longint;vari,d:longint;beginif no=n then begininc(cost,m*dis[1]);exit(m);end;v[no]:=true;i:=e_x[no];while i<>0 do beginif (e_u[i]>0)and(not v[e_t[i]])and(dis[e_t[i]]+e_c[i]=dis[no]) then begind:=aug(e_t[i],min(m,e_u[i]));if d>0 then begindec(e_u[i],d);inc(e_u[e_p[i]],d);e_x[no]:=i;exit(d);end;end;i:=e_n[i];end;e_x[no]:=i;exit(0);end;function modlabel:boolean;vard,i,j:longint;begind:=maxlongint;for i:=1 to n do if v[i] then beginj:=e_n[i];while j<>0 do beginif (e_u[j]>0)and(not v[e_t[j]])and(e_c[j]-dis[i]+dis[e_t[j]]<d) then d:=e_c[j]-dis[i]+dis[e_t[j]];j:=e_n[j];end;end;if d=maxlongint then exit(true);for i:=1 to n do if v[i] then beginv[i]:=false;inc(dis[i],d);end;exit(false);end;beginassign(input,'coflow.in');reset(input);assign(output,'coflow.out');rewrite(output);readln(n,m);l:=n;for m:=m downto 1 do beginreadln(s,t,u,c);build(s,t,c,u);end;repeatfor i:=1 to n do e_x[i]:=e_n[i];while aug(1,maxlongint)>0 do fillchar(v,sizeof(v),0);until modlabel;writeln(cost);close(output);end.这里使用的是连续最短路算法。
最大流与最小费用流PPT课件
(1)为了便于弧标号法的计算，首先需要将最大流 问题（譬如图10.3.1）重新改画成为图10.3.2的形式。
图10.3.2
第7页/共36页
在图10.3.2中，每条弧 上V标ij 有两个数字，其
中，靠近点 i 的是 ，c靠ij 近点 j 的是 。如c①ji
②表示5 从0①到②的最大通过量是5（百辆），从② 到①的最大通过量是0；② ③表示从2②到2③和 从③到②都可以通过2（百辆）；等等。
例如，在图10.3.11中，从①到⑦的最短路是①— ③—⑤—⑦，代价为7，在这条最短非饱和路上取P 3 后，③—⑤变成容量为零，在下一次选择最短路时 应将③—⑤视为断路来选取最短非饱和路。另外， 选取①—③—⑤—⑦路后，③—①，⑤—③，⑦— ⑤的弧成为容量大于零的弧，可分别标上它们的代 价值为-3，-3，-1，是①—③，③—⑤，⑤—⑦的相 反数。
转入步骤④，用原图中各条弧上发点与收点数
值减去修改后的图上各点的数值，将得到正负号
相反的两个数，将这个数标在弧上，并将从正到
负的方向用箭头表示,这样就得到最大流量图。例
如原来弧(3,6) 是③ 7 0 ⑥，现在是③ 2 5 ⑥，
相减为±5，③那边为正，我们就记作③ 5⑥。
这样，就得到图10.3.9，即最大流量图。依这样的
第12页/共36页
通过第1次修改，得到图10.3.3。
图10.3.3
返回步骤①，进行第2次修改。
第13页/共36页
第2次修改： 选定①—②—⑤—⑦，在这条路中，由
于 P c25，所3 以，将 改为2c12， 改为0，c25 改
为5，c5、7 、 改为c213。c5修2 改c后75 的图变为图
10.3.4。
最小费用最大流问题
近似算法和启发式算法
要点一
近似算法
近似算法是一种用于求解NP-hard问题的有效方法，它可 以在多项式时间内找到一个近似最优解。最小费用最大流 问题的近似算法包括Ford-Fulkerson算法、EdmondsKarp算法等。
要点二
启发式算法
启发式算法是一种基于经验或直观的算法，它可以在合理 的时间内找到一个近似最优解。最小费用最大流问题的启 发式算法包括基于增广路径的算法、基于贪婪的算法等。
研究如何将最小费用最大流问题 应用于计算机科学领域，例如计 算机网络、云计算等。
物理学
研究如何借鉴物理学中的理论和 思想，解决最小费用最大流问题， 例如利用流体动力学中的思想来 研究网络中的流。
谢谢观看
Hale Waihona Puke 06未来研究方向和展望算法优化和改进
动态规划算法
研究如何优化动态规划算法，减少时间复杂度 和空间复杂度，提高求解效率。
近似算法
研究近似算法，在保证求解质量的前提下，提 高求解速度。
并行计算和分布式计算
研究如何利用并行计算和分布式计算技术，加速最小费用最大流问题的求解。
新的问题定义和模型
考虑更复杂的情况
和技术。
有界容量和无界容量
总结词
有界容量和无界容量是指在网络中节点之间 的容量是否有限制。
详细描述
在最小费用最大流问题中，如果节点之间的 容量有限制，即为有界容量问题；如果节点 之间的容量没有限制，即为无界容量问题。 有界容量问题可以通过增广路径算法、预流 推进算法等求解，而无界容量问题则需要采
用其他算法和技术进行求解。
算法概述
最小费用最大流问题是一种网络流问 题，旨在在给定有向图中寻找一条路 径，使得从源节点到汇点之间的总流 量最大，同时满足每个节点的流入量 等于流出量，以及每条边的容量限制。
图论专题小结：最小费用最大流算法
图论专题小结：最小费用最大流算法一，给定流量F，求最小费用题意：网络中有两台计算机s,t。
现在每秒钟要从s到t传输大小为F的数据到t。
该网络中一共有N台计算机，其中有一些靠单向电缆相连接每条电缆用（from,to,cap,cost）表示从from发送给to，最大容量是cap，单位传输费用是cost。
问传输数据最小的花费是多少？解决最小费用流的一般思路是：每次都沿着最短路进行增广，增广一次之后累加本次增广的总费用，同时修改剩余的流量F，当F≤0时或dist[t]==INF时退出。
利用改进的Dijkstra算法求解（1）概述：题目要求在存在流量为F的前提下，总花费最少。
这类问题就是最小费用流问题。
该问题可以采用加入“势函数”后的Dijkstra算法解决。
因为对于每条边e=(u,v)，有如下事实成立：h(v)≤h(u)+e.cost(其中h[u]表示s到u的最短距离)。
因此令dist[v]=dist[u]+e.cost+h[u]-h[v],。
那么所有的dist值必然大于等于0，这样就能用Dijkstra算法求解了。
下面代码中用了一个优先队列，每次优先出列dist值小的元素。
整个算法的时间复杂度是O(F*ElogV)（F是流量，E是边数，V是顶点数）。
1.#include<iostream>2.#include<algorithm>3.#include<string>4.#include<sstream>5.#include<set>6.#include<vector>7.#include<stack>8.#include<map>9.#include<queue>10.#include<deque>11.#include<cstdlib>12.#include<cstdio>13.#include<cstring>14.#include<cmath>15.#include<ctime>16.#include<functional>ing namespace std;18.19.#define N 100020.#define INF 10000000021.typedef pair<int, int>P;//first保存最短距离，second保存顶点的编号22.23.struct Edge24.{25.int to, cap, cost, rev;//终点，容量（指残量网络中的），费用，反向边编号26.Edge(int t, int c, int cc, int r) :to(t), cap(c), cost(cc), rev(r){}27.};28.int V;//顶点数29.vector<Edge>G[N];//图的邻接表30.int h[N];//顶点的势31.int dist[N];//最短距离32.int prevv[N];//最短路中的父结点33.int preve[N];//最短路中的父边34.35.void addedge(int from, int to, int cap, int cost)36.{37.G[from].push_back(Edge( to, cap, cost,G[to].size()));38.G[to].push_back(Edge( from, 0, -cost, G[from].size() - 1 ));39.}40.int min_cost_flow(int s, int t, int f)//返回最小费用41.{42.int res = 0;43.fill(h, h + V, 0);44.while (f>0)//f>0时还需要继续增广45.{46.priority_queue<P, vector<P>, greater<P> >q;47.fill(dist, dist + V, INF);//距离初始化为INF48.dist[s] = 0;49.q.push(P(0, s));50.while (!q.empty())51.{52.P p = q.top(); q.pop();53.int v = p.second;54.if (dist[v]<p.first)continue;//p.first是v入队列时候的值，dist[v]是目前的值，如果目前的更优，扔掉旧值55.for (int i = 0; i<G[v].size(); i++)56.{57.Edge&e = G[v][i];58.if (e.cap>0 && dist[e.to]>dist[v] + e.cost + h[v] - h[e.to])//松弛操作59.{60.dist[e.to] = dist[v] + e.cost + h[v] - h[e.to];61.prevv[e.to] = v;//更新父结点62.preve[e.to] = i;//更新父边编号63.q.push(P(dist[e.to], e.to));64.}65.}66.}67.if (dist[t] == INF)//如果dist[t]还是初始时候的INF，那么说明s-t不连通，不能再增广了68.return -1;69.for (int j = 0; j<V; j++)//更新h70.h[j] += dist[j];71.int d = f;72.for (int x = t; x != s; x = prevv[x])73. d = min(d, G[prevv[x]][preve[x]].cap);//从t出发沿着最短路返回s找可改进量74. f -= d;75.res += d*h[t];//h[t]表示最短距离的同时，也代表了这条最短路上的费用之和，乘以流量d即可得到本次增广所需的费用76.for (int x = t; x != s; x = prevv[x])77.{78.Edge&e = G[prevv[x]][preve[x]];79. e.cap -= d;//修改残量值80.G[x][e.rev].cap += d;81.}82.}83.return res;84.}85.86.int main()87.{88.freopen("t.txt", "r", stdin);89.int m;90.while (cin >> V >> m)91.{92.for (int i = 0; i<m; i++)93.{94.int from, to, cap, cost;95.cin >> from >> to >> cap >> cost;96.addedge(from, to, cap, cost);97.}98.int s, t, f;99.cin >> s >> t >> f;100.cout << min_cost_flow(s, t, f) << endl;101.}102.return 0;103.}104.二，网络输出最大流时，求出最小的费用这就是最小费用最大流问题：既要求出最大流，又要求出达到最大流时候的最小费用。
运筹学课件最小费用流问题概要
vt
） 2 , 4 , 3 （
（3,10,3）
v2
v3
第三次剩s
-1
-2
vt
2
6
3
v2
-3
v3
第三次调整网络流
v1
1 （ ） 4 , ,10
（5 ,5 ,1 ）
vs
（ 8,8 ,1）
（4,5,2）
vt
） 2 , ,4 4 （
（4,10,3）
（ ,6） 0,2
v2
v3
v1
三、求解最小费用流的复合标号法
修正如下： 标号过程中，永久标号和临时标号一样 是可以改变的。对任一顶点而言，它有 可能反复变成T标号和P标号，顶点每次 变成P标号，标号过程都要从该顶点重新 开始。 所有顶点变为P标号，算法停止。
三、求解最小费用流的复合标号法
P(vs ) [0, ,0]
正向弧是非饱和弧： 反向弧是非零流弧：
（0 ，5 ， 1）
( f ij ,cij ,bij )
（0，5，2）
1
0，
4）
（
vs （
（
6） 2， 0，
0， 8，
vt
） 2 ， 4 ， 0 （
1）
（0，10，3）
v2
v3
第一次剩余网络最短路
v1
1
D=4
4
vs
1
2
vt
2
6
3
v2
v3
第一次调整网络流
v1
（5,5,2）
0, （ , 0 1 4）
P(vs ) [0, ,0]
0, 8, 1）
vt
（ 0 ） 2 , ,4
T (v2 ) [vs ,8,1] P
最小费用最大流问题
i):f(j,i))=0; ); @sum(edge(i,j)|i#eq#@index(s):f(i,j)) =vf; @sum(edge(j,i)|i#eq#@index(t):f(j,i)) =vf; @for(edge(i,j):@bnd(0,f(i,j),u(i,j))) ; end
min
( i , j )E
cij fij ;
s.t.
jV ( i , j )E
fij
jV ( j ,i )E
v f , i s , f ji v f , i t , 0, i s, t.
0 fij uij ,(i, j ) E.
LINGO 程序求解 model: sets: points/s,v1,v2,v3,v4,t/; edge(points,points) /s,v1 s,v2 v1,v2 v1,v3 v2,v4 v3,v2 v3,t v4,v3 v4,t/:c,u,f; endsets data: c=2 8 5 2 3 1 6 4 7; u=8 7 5 9 9 2 5 6 10; vf=14; enddata min=@sum(edge(i,j):c(i,j)*f(i,j)); @for(points(i)|i#ne#@index(s) #and# i#ne#@index(t): @sum(edge(i,j):f(i,j))-@sum(edge(j,
最小费用最大流问题
例 本例是最大流问题的延伸，由于输油管道的长短不 一，或地质等原因，使每条管道上运输费用也不相 同，因此，除考虑输油管道的最大流外，还需要考 虑输油管道输送最大流的最小费用，下图所示是带 有运输费的网络，其中第 1 个数字是网络的容量， 第 2 个数字是网络的单位运费.
最大流与最小费用流
5
转入调整过程，令δ = δ vt = 2 为调整量，从 vt点 v4 开始，由逆增广链方向按标号[ +v4 , 2] 找到点， 令 f 4′t = f。 2 4t + 再由 v4 点标号 [ +v1, 2找到前一个点 v1 ，并 ] ′ 令 f14 = f14 + 2。按 v点标号找到点 v5。 1 ′ 由于标号为 v5 , ( v5 , v1 )为反向边，令 f15 = f15 2 ′ 由 v5 点的标号在找到 v2 ，令 f 25 = f 25 + 2 。 由 v2 点找到 vs，令 f s′2 = f s 2 + 2 调整过程结束，调整中的可增广链见图544，调整后的可行流见图5-45。
vj
三、求最大流的标号算法 设已有一个可行流f，标号的方法可分为两步：第 1步是标号过程，通过标号来寻找可增广链；第2 步是调整过程，沿可增广链调整f以增加流量。 1.标号过程 （1）给发点以标号 ( , +∞ ) （2）选择一个已标号的顶点 vi ，对于 vi 的所有 未标号的邻接点 v j 按下列规则处理： a) 若边 ( vi , v j ) ∈ E ，且 f ji > 0, 则令 δ j = min ( f ji , δ i ) ， 并给以标号 ( vi , δ i ) 。 b) 若边 ( vi , v j ) ∈ E，且 fij < cij 时，令 δ j = min ( cij f ji , δ i ) 并给以标号 ( + vi , δ j )
j k
（即中间点 vi 的物资的输入量与输出量相等） 对收、发点 ut , us ,有 ∑ f si = ∑ f jt = W
i j
（即从 us 点发出的物资总量等于 ut 点输入量）W为 网络流的总流量。
最小费用最大流简介
6
最大流=f1+f2+f3=4+2+2=8
最小费用=48+26+30=104
算法设计：贪心策略
设p是图的一条增广路径，定义路径p的长度为：
w[i, j ]
w[i, j ]
i , j P
i ,。
如果p是一条最短（单位费用最小）的可增广路径， 称p是一条最小费用可增广路。
(4,6)
实例：
（容量，单位费用）
(2,5)
2
(5,7)
3
(4,3)
1
(6,2)
6 5
(8,5)
4
(7,6)
①、最小费用可增广路（最短路径） 1436 长度（单位流量总费用） =2+7+3=12 f 1=4 cost1=4*12=48
(4,6) (2,5)
2
4
(5,7) 4
3
4
(4,3)
1
(6,2)
6 5
(8,5)
4
(7,6)
(4,6)
(2,5)
2
4 (5,7) 4
3
4
(4,3)
1
②、最小费用可增广路 1456 长度（单位流量总费用） =2+6+5=13 f2 =2 cost2=2*13=26
6 5
(8,5)
(6,2)
4
(7,6)
(4,6)
(2,5)
2
(5,7) 2 4 2 (7,6)
// short[i]:i到源点1的最短距离(最小费用);
b:array[1..maxn] of integer; // b[i]:最小费用可增广路 径上结点i的前驱
最小费用最大流
vs
4
v2
4
vt
(10 )f ( 5)
v1 1
v3
4 －4
－1
3 2
2 －6
vs
－1
v2
6
vt
(11) L( f ( 5))
运筹学
的增广链u，以1调整f，得到新的可行流
f′时，b(f′)比b(f)增加多少？
b
u i j
显然有
b(f')﹣b(f)=[ b
b b (f′ij﹣fij )]u
ij
bu(_ f′i j ij﹣fij )﹣
b b
= [ ﹣ u i j
u_ i j
]
我们把[ u
﹣ i j
u_
ij
] 称为这条增广链u的
费用。
v2 (6 ,7)
vt vs
1
v2
6
vt
v1
3
v3 1=3
W(f(1))=3
(1) L(f (0))
v1 1
v3
0
3
－1
－2
3
0
4 －2
2 3
vs
3
v2
0
(2) f ( 1)
－1
vt
vs
1
v2
6
vt
(3) L(f (1))
v1 (1 ,6) v3
(4 ,8) (2 ,3)
(2 ,5) (3 ,2)
1
v3
v1
4
v3
4=3 W(f(4))=8
4
－1
－2 3
-2 －3
4 0
5 1
vs
－1
v2
6
(7) L(f (3))
最小费用最大流：二分答案（bushi）
最⼩费⽤最⼤流：⼆分答案（bushi）最⼩费⽤最⼤流问题前置知识关于⽹络最⼤流, 这是本博客需要⽤到的两个算法:另外还有效率更⾼, 可是最⼩费⽤最⼤流不会⽤到的两个算法:前置知识就只有第⼀篇博客的内容, 需要提前学习完再来看费⽤流.简介最⼩费⽤最⼤流问题, 简称费⽤流问题, Wikipedia 中的名称是: "Minimum-cost flow problem", 缩写为 "MCFP".问题给出⼀个⽹络, 每条边除了有容量属性外, 还有⼀个属性: 单位流量费⽤. 也就是说, ⼀条边的费⽤是流经这条边的流量和这条边单位流量费⽤的乘积. 要求给出保证最⼤流的情况下的最⼩费⽤.EK·改EK 算法就是每次⽤ BFS 在残量⽹络上找到⼀条可以增⼴的路并且增⼴它. 为了防⽌反复横跳, 我们使⽤ BFS ⽽不是 DFS 寻找增⼴路, 单条增⼴路寻找复杂度O(n+m).所以保证最⼤流, 不需要考虑增⼴路是怎么找的, 只要找到就可以, 所以可以使⽤最短路算法, 每次以S为起点, 以单位花费为边权, 每次求S 到T的最短路, 这个最短路长度乘上这条增⼴路的流量计⼊答案, 然后进⾏下⼀轮的增⼴.算法选择⽅⾯, 因为⼀条边的回边的边权是它的边权的相反数, 所以残量⽹络存在负权, 对于有负权的图的最短路, 我们使⽤ SPFA 算法.Dinic·改Dinic ⼀次求多条增⼴路, ⽽ SPFA 也是⼀次求S到所有点的最短路, 所以两者也可以结合.具体操作是每次 BFS 分层的过程改为求S的单源最短路的过程. 在 DFS 时的规则也有所改变, 传统的 Dinic 中, 我们只允许流从⼀个点, 流向深度⽐它⼤ 1 的点, 是为了保证流不会反复横跳 (我们设定的⼀切规则都是为了规范流的⽅向⽽避免反复横跳, 从算法⽅⾯印证了规则之于⾃由的重要性). 在改进版算法中, 我们使⽤最短路来规范流的流动, 只要保证⼀条边是S到这条边的终点的最短路的⼀部分, 这条路就能⾛.这个规则既保证了我们的选择⼀定是最短路, ⼜保证了流的有序性, ⽽且不破坏 Dinic 的特性: 多路增⼴.实现起来也可以说⽐较写意, 但是需要注意的是, DFS 的过程和⼀般的 Dinic 相⽐增加了⼀个InQue标记.这是因为最短路为序相⽐深度为序来说, 边权对顺序是有影响的, 也就是说当⼀条边和它的回边都有流量的时候, 它们构成⼀个零环, 意思是流量在这两点之间⽆论⾛⼏个来回, 花费都不变.为了避免这种情况, 我们像 SPFA ⼀样使⽤InQue标记, 防⽌增⼴路径上⼀个点出现两次.unsigned m, n, Hd, Tl;int C, D, Flow(0), Cost(0), Tmp(0);struct Node;struct Edge {Node *To;Edge *Nxt;int Value, Contain;}E[100005], *CntE(E - 1);struct Node {Edge *Fst;int Dist;char InQue;}N[5005], *S, *T, *A, *B, *Q[5005];char SPFA() {Tl = Hd = 0;for (register unsigned i(1); i <= n; ++i) N[i].Dist = 0x3f3f3f3f;Q[++Tl] = S;S->Dist = 0;S->InQue = 1;register Node *x;while (Hd ^ Tl) {++Hd; if(Hd > 5000) Hd -= 5000;x = Q[Hd];x->InQue = 0;register Edge *Sid(x->Fst);while (Sid) {if(Sid->Contain && Sid->To->Dist > x->Dist + Sid->Value) {Sid->To->Dist = x->Dist + Sid->Value;if(!(Sid->To->InQue)) {++Tl; if(Tl > 5000) Tl -= 5000;Q[Tl] = Sid->To;Sid->To->InQue = 1;}}Sid = Sid->Nxt;}}return (T->Dist < 0x3f3f3f3f);}int DFS(Node *x, int Come){if(x == T) return Come;x->InQue = 1;register Edge *Sid(x->Fst);register unsigned Go, Flew(0);while (Sid) {if(Sid->To->Dist == x->Dist + Sid->Value && Sid->Contain && (!(Sid->To->InQue))) {Go = DFS(Sid->To, min(Sid->Contain, Come));Sid->Contain -= Go;Come -= Go;E[(Sid - E) ^ 1].Contain += Go;Cost += Sid->Value * Go;Flew += Go;}if(!Come) break;Sid = Sid->Nxt;}x->InQue = 0;return Flew;};int main() {n = RD(), m = RD(), S = N + RD(), T = N + RD();for (register unsigned i(1); i <= m; ++i) {A = N + RD(),B = N + RD(),C = RDsg(),D = RDsg();(++CntE)->Nxt = A->Fst;A->Fst = CntE;CntE->Contain = C;CntE->Value = D;CntE->To = B;(++CntE)->Nxt = B->Fst;B->Fst = CntE;CntE->Value = -D;CntE->To = A;}while (SPFA()) Flow += DFS(S, 0x7fffffff);printf("%d %d\n", Flow, Cost);return Wild_Donkey;}改·改实际上叫做 "Primal-Dual Algorithm" (原始对偶算法).就像59·改和59关系不⼤⼀样, 这个算法虽然名字原始, 但是我⽆论如何也不明⽩它和对偶有什么关系, 如果让我为他取名, 我觉得应该叫做:队列优化的Bellman_Ford和Dijkstra最短路变化量累加求最⼩费⽤最⼤流联合算法由于 SPFA 的最坏复杂度可以达到O(nm), 所以相当于在原算法的基础上增加了⼀个因⼦m, 可以说毫⽆效率可⾔.所以考虑使⽤ Dijkstra, 但是图中有负权, Dijkstra 很难得到正确结果.算法效率低是因为运⾏了多次 SPFA, 但是如果我们只运⾏⼀次 SPFA, 算法效率也是不受影响的.⼀开始跑⼀遍 SPFA, 将S到每个点的最短路求出, 记为h, 我们称h x为点x的势.每次跑最短路, 发现因为残量⽹络越来越残, S到其它点的最短路只能变得更长, 不能变得更短.每次跑 Dijkstra 之前, 假设我们已经求出了每个点的势, 也就是这个残量⽹络变得这么残之前的最短路, 那么规定每条边 (a,b) 的权值|(a,b)|′=|(a,b)|+h a−h b.因为上⼀次 (a,b) 之间的最短路⼀定不会⽐ |(a,b)| 更长, 否则最短路就变成 |(a,b)| 了, 所以容易知道h b−h a≤|(a,b)|, 整理得|(a,b)|′=|(a,b)|+h a−h b≥0, 这样, 边权⼤于 0, 我们就能使⽤ Dijkstra 了.⼀条路径的权值和就变成了它们原来的权值之和加上起点的势再减去终点的势, 其意义是这条路径的起点终点之间的最短路在上次增⼴之后增长了多少. 也就是说, 我们⽤ Dijkstra 求的是⼀个增长量. 是最短路的导数所以从新的权值求得的最短路求真正的最短路的⽅法也变得明了了, 就是⽤⼀开始 SPFA 求的最短路加上每⼀次增⼴后 Dijkstra 求的最短路的总和, 就是当前真正的最短路.这样再拉去跑 Dinic/EK, 就和上⾯两个算法⼀样了, 但是⽹上的⽅法貌似都是⽤ EK, 但是理论上我们有了最短路, 就能像前⾯Dinic·改⼀样多路增⼴.于是我就把 Dinic + Dijkstra + SPFA 写出来了, 很遗憾, 它获得了⽐上⾯的程序更低的效率.unsigned m, n, Hd, Tl;int C, D, Flow(0), Cost(0), Tmp(0);struct Node;struct Edge {Node *To;Edge *Nxt;int Vnew, Value, Contain;}E[100005], *CntE(E - 1);struct Node {Edge *Fst;int Dist, h;char InQue;}N[5005], *S, *T, *A, *B, *Q[5005];struct Que {Node *P;inline const char operator<(const Que &x) const{return this->P->Dist > x.P->Dist;}}QTmp;priority_queue <Que> Qu;void SPFA() {Tl = Hd = 0;for (register unsigned i(1); i <= n; ++i) N[i].h = 0x3f3f3f3f;Q[++Tl] = S;S->h = 0;S->InQue = 1;register Node *x;while (Hd ^ Tl) {++Hd; if(Hd > 5000) Hd -= 5000;x = Q[Hd];x->InQue = 0;register Edge *Sid(x->Fst);while (Sid) {if(Sid->Contain && Sid->To->h > x->h + Sid->Value) {Sid->To->h = x->h + Sid->Value;if(!(Sid->To->InQue)) {++Tl; if(Tl > 5000) Tl -= 5000;Q[Tl] = Sid->To;Sid->To->InQue = 1;}}Sid = Sid->Nxt;}}}int DFS(Node *x, int Come){if(x == T) return Come;x->InQue = 1;register Edge *Sid(x->Fst);register unsigned Go, Flew(0);while (Sid) {if(Sid->To->h == x->h + Sid->Value && Sid->Contain && (!(Sid->To->InQue))) {Go = DFS(Sid->To, min(Sid->Contain, Come));Sid->Contain -= Go;Come -= Go;E[(Sid - E) ^ 1].Contain += Go;Cost += Sid->Value * Go;Flew += Go;}if(!Come) break;Sid = Sid->Nxt;}x->InQue = 0;return Flew;};char Dijkstra () {for (register unsigned i(1); i <= n; ++i) N[i].Dist = 0x3f3f3f3f;QTmp.P = S, Qu.push(QTmp);S->Dist = 0;S->InQue = 1;register Node *x;while (Qu.size()) {x = Qu.top().P;Qu.pop();x->InQue = 0;register Edge *Sid(x->Fst);while (Sid) {Sid->Vnew = Sid->Value + x->h - Sid->To->h;if(Sid->Contain && Sid->To->Dist > x->Dist + Sid->Vnew) { Sid->To->Dist = x->Dist + Sid->Vnew;if(!(Sid->To->InQue)) {QTmp.P = Sid->To;Qu.push(QTmp);Sid->To->InQue = 1;}}Sid = Sid->Nxt;}}for (register unsigned i(1); i <= n; ++i) N[i].h += N[i].Dist;return (T->h < 0x3f3f3f3f);}int main() {n = RD(), m = RD(), S = N + RD(), T = N + RD();for (register unsigned i(1); i <= m; ++i) {A = N + RD(),B = N + RD(),C = RDsg(),D = RDsg();(++CntE)->Nxt = A->Fst;A->Fst = CntE;CntE->Contain = C;CntE->Value = D;CntE->To = B;(++CntE)->Nxt = B->Fst;B->Fst = CntE;CntE->Value = -D;CntE->To = A;}SPFA();do {Flow += DFS(S, 0x7fffffff);} while(Dijkstra());printf("%d %d\n", Flow, Cost);return Wild_Donkey;}Processing math: 100%。
最小费用最大流问题
, ,
若(vi 若(vi
, ,
v v
j j
) )
,
fij ,若(vi , v j ) .
去掉全部旳标号,对新旳可行流 f ' { fij '}, 重新进入标号过程.
Back
continued
算 例 用标号法求右下图所示网络旳最大流.弧旁旳数是 (cij , fij ).
解:(一)标号过程
b(
f
*)
min f
bij
(vi ,v j )A
f ij
怎么求解这个问题?
1、定义 增广链 旳费用为 bij bij
结论:若 f 是流量为v( f )旳全部可行流中费用最小者,而 是有关 f 旳全部增广链中费用最小旳增广链,则沿 去调 整 f ,得到旳可行流 f ' ,就是流量为 v( f ')旳全部可行流中旳最 小费用流.这么,当 f ' 是最大流时,它即为所求旳最小费用最 大流.
cij ,即正向弧集中每一条弧是非饱和弧; cij ,即反向弧集中每一条弧是非零流弧.
四、截集
1 、设 S,T V , S T , 把始点在 S ,终点在 T 中旳全 部弧构成旳集合,记为 (S,T ).
2 、给定网络 D (V , A,C)若点集 V 被剖分为两个非空集合
__
__
__
v1 (2,2)
v2
(3,3)
(4,3)
vs
(0,)
(1,0) (1,0)
(5,2) v1 (vs ,3) (2,2)
v4
(5,3)
(3,0)
vt
(2,2)
v3
v4 (5,3) vt
(3,0) (2,2)
最小费用最大流问题
图一
ቤተ መጻሕፍቲ ባይዱ
图二 作图二的费率网络图三， （弧旁数字为 C，b） ，求得最短路 V1-V4-V2-V3-V5， 对应于图一得到调整量 Q= min{4,3,6,5}=3,费率 b1=1+2+1+2=6 调整后可得可行流如图四所示。这时， F1=3，B1= F1 b1=18。
V2 1 1 2 4 5 3 V1 1 V4 6 V5 V5 4，3 V4 7，0 V5 2 2，0 3，3 8，0 5，3 V3 V2 6，3 V3
求图一所示的运输网络中从 V1 至 V5 的最小费用最大流，弧旁的数字为 C 容量， b 费率。 解：给初始可行流为零流，如图二所示， （弧旁数字为 C，F） ，这时 F=0，B=0。
6，1 V2 V3 V2 3，2 8，4 5，2 2，3 2，0 V1 4，1 V4 7，6 V5 V1 4，0 V4 7，0 8，0 3，0 6，0 V3
V1
图三
图四
作图四的伴随 F 的费用网络，求得最短路 V1-V4- -V3-V5，b2=1+3+2=6,调整 量为 Q=1，调整后的可行流示于图五，这时 F2=F1+Q=4，B=18+ F1 b1=24。依 次得到伴随 F 的费用网络，求最短路，然后调整，得图六……，最后得到最小费 用最大流的解如图七所示，此时，F7=9，B=63，即最大流为 9，最小费用为 63。
V2 8，0 5，4 V1 4，4 2，1 7，0 3，3 8，1 V5 2，1 5，5 6，3 3，3 V3 V2 6，4 V3
图五
V1 4，1 V4 7，0 V5
图六
6，5 V2 V3
3，0 8，5 5，5 2，0
V1 4，4 V4 7，4 V5
图七
最小费用最大流问题
f (1) , v( f (1) )
W( f (1) )
PDF created with pdfFactory Pro trial version
v1 (4,10 ,2) v5 (1 ,8,5) (2,5,5)
(1 ,7,7) vt (6,2,0) (2,4,0) v3
PDF created with pdfFactory Pro trial version
2)若存在最短路,则在原网络D中得相应的增广 链μ。 在增广链μ上，对f (k-1)进行调整。调整量为:
θ = min[min(cij − f ij
µ+
( k −1)
), min f ij
PDF created with pdfFactory Pro trial version
2、定义 设网络D的一个可行流为f,构造其赋权 有向图,记为W(f) ,如下： 1)W(f)的顶点集是D的顶点集; 2)把D中的每一条弧(vi,vj)变成两个相反方 向的弧(vi,vj)和(vj,vi).定义W(f)中弧的权为:
(1 ,7,7) (6,2,0) vt (2,4,3) v5
v1 4 −4 −2 6 −3 3
−1
−2
vt
,3) v2 (3,10
v3
−1
2
v3
v2
f (3) , v( f (3) )
W( f (3) )
Back
PDF created with pdfFactory Pro trial version
bij , fij < cij wij = , + ∞, fij = cij
Hale Waihona Puke −bij , fij > 0 wji = f + ∞ , = 0 ij
最大流 最小费用流
截集a: 截集c:
Ca=C01+C02+C0n Cc=C1n+C12+ C02+ C0n
截集b: Cb=C1n+C2n+C0n
截集d: Cd=C01+C21+ C2n+ C0n
S
v0
v1
v2
vn
c
S 在截集c中边v2v1是反向的，
其容量视为零。
d
v1
S
v0
v2
vn
S
在截集d中边v1v2是反向 的，其容量视为零。
定义：若 (P)=0 称P为f 的饱和的； 若 (P)>0 称P为f 的不饱和的。
定义：一条从发点到收点的 f不饱和通路u称为 f 的增长道路（增流路或增广路），即满足：
1.u+(与u方向相同的弧)上：0 fij<Cij 2.u-(与u方向相反的弧)上： fij>0
在一个网络中，f 的增长道路的存在 表示 f 不是最大流。所以。沿着P增 加一个值为 (P)的附加流，得到一个 新流：
(0,10)
v0
(0,3)
(0,4)
(0,6) vn (0,10) v4 (0,5)
(0,5)
(0,3) v3
(0,5)
v1 (0,6) (0,3) (0,2) v5 (0,3) (0,4) v2
(0,10)
v0
(0,3)
(0,4)
(0,6) vn (0,10) v4 (0,5)
(0,5)
(0,3) v3
(7,10)
v0
(0,3)
(4,4)
(6,6) vn (7,10) v4 (3,5)
(5,5)
运筹学第六章6.5最小费用最大流问题
预处理步骤
初始化
为每个节点和边设置相应的容量和费 用。
残量网络构建
寻找增广路径
在残量网络中寻找增广路径，即从源 点到汇点存在一条路径，该路径上的 所有边都未满载且具有正的残量。
根据边的容量和费用，构建残量网络。
05
算法的复杂度和优化
时间复杂度分析
算法时间复杂度
最小费用最大流问题通常使用Ford-Fulkerson算法或其变种来解决，时间复杂度为O(V^3 * E)，其中V是 顶点数，E是边数。
优化策略
为了提高算法效率，可以采用预处理、动态规划、记忆化搜索等策略，减少不必要的计算和重复计算 。
空间复杂度分析
最小费用最大流问题可以应用于多种 实际场景，如物流运输、能源分配、 通信网络等。
背景和重要性
最小费用最大流问题作为网络流问题 的一个重要分支，在计算机科学、运 筹学和工程领域具有广泛的应用价值。
解决最小费用最大流问题有助于优化 资源配置、降低成本和提高效率，对 于实际问题的解决具有重要的意义。
02
此外，随着计算科学和数据科学的快速发展，如 何利用新的技术和方法来求解最小费用最大流问 题也是值得关注的方向。
例如，如何设计更高效的算法来求解大规模的最 小费用最大流问题？如何处理具有特殊性质的最 小费用最大流问题？如何将最小费用最大流问题 的思想和方法应用到其他领域？
因此，未来对于最小费用最大流问题的研究仍具 有广阔的空间和挑战性。
案例一：简单网络流问题
问题描述
给定一个有向图G(V,E)，其中V是顶点的集合， E是边的集合。每条边(u,v)有一个非负的容量 c(u,v)和一个非负的费用f(u,v)。求从源点s到 汇点t的最大流，使得流的总费用最小。
- 1、下载文档前请自行甄别文档内容的完整性，平台不提供额外的编辑、内容补充、找答案等附加服务。
- 2、"仅部分预览"的文档,不可在线预览部分如存在完整性等问题,可反馈申请退款(可完整预览的文档不适用该条件!)。
- 3、如文档侵犯您的权益，请联系客服反馈,我们会尽快为您处理(人工客服工作时间：9:00-18:30)。
v2
v3
(10, 0) ①流量调整量 总流量v(f 总流量v(f(1))=5
v2
v3
=min{8-0,5-0,7ε1=min{8-0,5-0,7-0}=5 ②最小费用增广链的费用 ∑bij=1+2+1=4 ③新的可行流为f(1),总费 新的可行流为f =4× 用b1=4×5=20
vs →v2 →v1 →vt
2、最小费用流 对于一个费用容量网络，具有相同 对于一个费用容量网络， 流量 v(f) 的可行流中，总费用b(f)最小的 的可行流中，总费用b(f)最小的 可行流称为该费用容量网络关于流量 v(f) 的最小费用流，简称流量为 v(f) 的最小 的最小费用流，简称流量为 费用流。 费用流。
3、增广链的费用 当沿着一条关于可行流 f 进行调整，得到新的可行流 f 进行调整， 称 b( f ) − b( f ) 的增广 ，则 链（流量修正路线）µ，以修正量 流量修正路线） ，以修正量ε=1 增广链µ的费用。 为增广链µ的费用。
v2
v3
即是f 的最小费用增广链。 即是f(1)的最小费用增广链
第3次迭代
-4 4
v1
-2 6
பைடு நூலகம்
-1
(10, 2)
v1
(7, 7) (2, 0)
vs
-1
1
vt
2 (8, 8)
vs
(5, 5)
vt
(4, 3)
v2
3
v3
①零流弧保持原边，非饱和非 零流弧保持原边， 零流弧增添后向弧， 零流弧增添后向弧，饱和弧去 掉原边增添后向弧 ②用列表法求得最短路
增广费用网络图的 增广费用网络图的构造方法 将流量网络中的每一条弧（ 将流量网络中的每一条弧（vi,vj）都看 作一对方向相反的弧，并定义弧的权数如 作一对方向相反的弧， 下： vi (cij,fij) c vj
-bij 若fij>0 +∞ 若fij=0
wij =
bij 若fij< cij +∞ 若fij=cij
应该如何实现“ 应该如何实现“始终保持网络中的可 行流是最小费用流” 行流是最小费用流” 呢？
2、算法原理 （1）定理 若f 是流量为v(f)的最 是流量为v f 的最 小费用流，µ是关于 f 的所有增广 小费用流， 是关于 链中费用最小的增广链， 链中费用最小的增广链，那么沿着 费用最小的增广链 µ去调整 f 得到的新的可行流 f 去 就是流量为 最小费用流。 就是流量为 v( f ) 的最小费用流。
第1次迭代
4
v1
2 6
1
(10,0)
v1
(7, 5) (2, 0)
vs
1
vt
2
vs
(8, 5)
(5, 5)
vt
(4, 0)
3 中全部是零流弧, ① f(0)中全部是零流弧,则保 持原边不变,单位费用为权； 持原边不变,单位费用为权； ②所有的权均大于零，可用D 所有的权均大于零，可用D 氏标号法求出最短路： 氏标号法求出最短路：
-4
v1
6 2 3 -3
-1
vs
-1
4 -2
vt v3
-2
v2
vs v1 v2 v3 vs v1 v2 v3 vt 0 -4 -1 -3 -1 4 0 2 -2 0 6 3 0 -2
vt d(1) d(2) d(3) d(4) 0 4 0 4 2 10 0 0 4 2 5 0 4 2 5
第三步--第三步--- 将最短路还原成流量网 络图（cij,fij）中的最小费用增广链µ， 中的最小费用增广链µ 络图（ 在µ上对可行流f(0)进行调整(采用最 上对可行流f 进行调整( 大流问题中的增广链流量调整方法) 大流问题中的增广链流量调整方法)， 得到新的可行流图。返回第二步， 得到新的可行流图。返回第二步， 将f(0)替换为新的可行流即可。 替换为新的可行流即可。
（2）实现思路
基于第一种求解途径，根据上述定理， 基于第一种求解途径，根据上述定理， 从流量为v(f) 的最小费用流 开始，只要找 的最小费用流f 开始， 从流量为 到其上的最小费用增广链， 到其上的最小费用增广链，在该链上调整流 最小费用增广链 量，就得到增加流量后的最小费用流。循环 就得到增加流量后的最小费用流。 增加流量后的最小费用流 往复就可以求出最小费用最大流。 往复就可以求出最小费用最大流。 实施中的关键——寻找最小费用增广链 实施中的关键——寻找最小费用增广链 具体方法：构造增广费用网络图， 具体方法：构造增广费用网络图，借助最短路 算法寻找最小费用增广链。 算法寻找最小费用增广链。
4、举例：以下图为例，求最小费用最大 举例：以下图为例， 弧旁的数字为(c 流，弧旁的数字为(cij,bij)。
(10,4)
v1
(7,1) (2,6)
vs (5,2)
(8,1)
vt
(4,2)
v2
(10,3)
v3
解：（1）以零流弧为初始可行流 (0)，则初始可行 ：（ ）以零流弧为初始可行流f 流的流量v(f 流的流量 (0))=0。 。
二、求解最小费用最大流问题的对偶法 1、求解途径： 求解途径：
（1）始终保持网络中的可行流是最小费用 始终保持网络中的可行流是 网络中的可行流是最小费用 流，然后不断调整，使流量逐步增大， 然后不断调整， 流量逐步增大， 最终成为最小费用的最大流； 最终成为最小费用的最大流； （2）始终保持可行流是最大流，通过不断 始终保持可行流是最大流， 可行流是最大流 调整使费用逐步减小 调整使费用逐步减小，最终成为最大流 费用逐步减小， 量的最小费用流。 量的最小费用流。
即是f(0)的最小费用增广链。 即是f 最小费用增广链。
第2次迭代
4
v1
-2 1 6
-1
(10, 2)
v1
(7, 7) (2, 0)
vs
1 -1
vt
2
vs (5, 5)
(8, 5)
vt
(4, 0)
3 零流弧保持原边, ①零流弧保持原边,非饱和非 零流弧(v 零流弧(vs,v2)和(v1,vt)增添 后向弧,饱和弧(v 后向弧,饱和弧(v2,v1)去掉原 弧增添后向弧； 弧增添后向弧； ②用列表法求出最短路: 用列表法求出最短路:
-bij Vi Vj
非饱和且非零流弧上( 非饱和且非零流弧上( cij>fij>0) ，原有 弧以单位费用作权数， 弧以单位费用作权数，并添加以单位费 用的负数作为权数后向弧 虚线弧）： 负数作为权数后向弧（ 用的负数作为权数后向弧（虚线弧）：
3、整个过程的求解步骤： 整个过程的求解步骤： 第一步--第一步 取初始可行流为零流 ，它必为
wji =
wij =
bij 若fij< cij +∞ 若fij=cij
wji =
-bij 若fij>0 +∞ 若fij=0
对于零流弧(f =0),在其对应位置构造 对于零流弧(fij=0),在其对应位置构造 与其方向相同且权数为b 的弧； 与其方向相同且权数为bij的弧； 对于饱和弧(f 对于饱和弧(fij=cij)，在其对应位置构造与其方 向相反且权数为- 的弧； 向相反且权数为-bij的弧； 对于非饱和且非零流弧( 对于非饱和且非零流弧( cij>fij>0)，在其对应位 >0)， 置构造与其方向相同且边权为b 的弧， 置构造与其方向相同且边权为bij的弧，以及与 其方向相反且边权为- 的弧。 其方向相反且边权为-bij的弧。 处理完所有的弧，即形成增广费用网络图。 处理完所有的弧，即形成增广费用网络图。
v2
v3
③对应最小费用增广链
vs →v1 →v2 →v3 →vt
+ − + +
第 5次 迭 代 次
-4
v1
6 2 3 -3
-1
vs
-1
4 -2
vt v3
-2
v2
①添加弧； 添加弧； 用列表法计算发现Vs ②用列表法计算发现Vs Vt之间不存在一条最 和Vt之间不存在一条最 短路，计算结束。 短路，计算结束。当前 的可行流f 的可行流f(4)即为所求的 最小费用最大流。 最小费用最大流。
v s → v1 → v 2 → v3 → vt
(10, 4) ①调整流量 =min{10-2,5,10-3,4-3}=1， ε4=min{10-2,5,10-3,4-3}=1， 总流量v(f =10+1=11； 总流量v(f(4)) =10+1=11； ②最小费用增广链的费用 =4∑bij=4-2+3+2=7 ③新的可行流为f(4),总费用 新的可行流为f 原费用+ b4=原费用+新增费用 =48+7×1=55。 =48+7×1=55。
零流弧上(f =0) 保持原弧不变， 零流弧上(fij=0) ，保持原弧不变，将 单位费用作为权数， 单位费用作为权数，即wij= bij:
Vi bij Vj
饱和弧上(f 饱和弧上(fij=cij)：去掉原有弧，添加 去掉原有弧， 负数作为权数 以单位费用的负数作为权数后向弧 以单位费用的负数作为权数后向弧 （虚线弧）： 虚线弧）：
(10, 3) 流量调整量ε =min{8①流量调整量ε3=min{85,10-0,4-0}=3， 5,10-0,4-0}=3， 总流量v(f 原流量+ 总流量v(f(3)) =原流量+新 增流量=7+3=10 =7+3=10； 增流量=7+3=10； ②最小费用增广链的费用 ∑bij=1+3+2=6 ③新的可行流为f(3),总费用 新的可行流为f 原费用+ b3=原费用+新增费用 =30+6× =30+6×3=48