二分图匹配(匈牙利算法)转载

来源:互联网 发布:windows ce导航刷机 编辑:程序博客网 时间:2024/06/05 00:56

二分图的概念

二分图又称作二部图,是图论中的一种特殊模型。
设G=(V, E)是一个无向图。如果顶点集V可分割为两个互不相交的子集X和Y,并且图中每条边连接的两个顶点一个在X中,另一个在Y中,则称图G为二分图。
这里写图片描述

二分图的性质

定理:当且仅当无向图G的每一个回路的次数均是偶数时,G才是一个二分图。如果无回路,相当于任一回路的次数为0,故也视为二分图。

二分图的判定

如果一个图是连通的,可以用如下的方法判定是否是二分图:
在图中任选一顶点v,定义其距离标号为0,然后把它的邻接点的距离标号均设为1,接着把所有标号为1的邻接点均标号为2(如果该点未标号的话),如图所示,以此类推。
标号过程可以用一次BFS实现。标号后,所有标号为奇数的点归为X部,标号为偶数的点归为Y部。
接下来,二分图的判定就是依次检查每条边,看两个端点是否是一个在X部,一个在Y部。
如果一个图不连通,则在每个连通块中作判定。
这里写图片描述

二分图匹配

给定一个二分图G,在G的一个子图M中,M的边集{E}中的任意两条边都不依附于同一个顶点,则称M是一个匹配。
图中加粗的边是数量为2的匹配。
这里写图片描述

最大匹配

选择边数最大的子图称为图的最大匹配问题(maximal matching problem)
如果一个匹配中,图中的每个顶点都和图中某条边相关联,则称此匹配为完全匹配,也称作完备匹配。
图中所示为一个最大匹配,但不是完全匹配。
这里写图片描述

增广路径

增广路径的定义:设M为二分图G已匹配边的集合,若P是图G中一条连通两个未匹配顶点的路径(P的起点在X部,终点在Y部,反之亦可),并且属M的边和不属M的边(即已匹配和待匹配的边)在P上交替出现,则称P为相对于M的一条增广路径。
增广路径是一条“交错轨”。也就是说, 它的第一条边是目前还没有参与匹配的,第二条边参与了匹配,第三条边没有..最后一条边没有参与匹配,并且起点和终点还没有被选择过,这样交错进行,显然P有奇数条边(为什么?)

寻找增广路
这里写图片描述

红边为三条已经匹配的边。从X部一个未匹配的顶点x4开始,找一条路径:
x4,y3,x2,y1,x1,y2
因为y2是Y部中未匹配的顶点,故所找路径是增广路径。
其中有属于匹配M的边为{x2,y3},{x1,y1}
不属于匹配的边为{x4,y3},{x2, y1}, {x1,y2}
可以看出:不属于匹配的边要多一条!
这里写图片描述

如果从M中抽走{x2,y3},{x1,y1},并加入{x4,y3},{x2, y1}, {x1,y2},也就是将增广路所有的边进行”反色”,则可以得到四条边的匹配M’={{x3,y4}, {x4,y3},{x2, y1}, {x1,y2}}
容易发现这样修改以后,匹配仍然是合法的,但是匹配数增加了一对。另外,单独的一条连接两个未匹配点的边显然也是交错轨.可以证明,当不能再找到增广轨时,就得到了一个最大匹配.这也就是匈牙利算法的思路.
可知四条边的匹配是最大匹配

增广路径性质

由增广路的定义可以推出下述三个结论:

P的路径长度必定为奇数,第一条边和最后一条边都不属于M,因为两个端点分属两个集合,且未匹配。
P经过取反操作可以得到一个更大的匹配M’。
M为G的最大匹配当且仅当不存在相对于M的增广路径。
匈牙利算法

用增广路求最大匹配(称作匈牙利算法,匈牙利数学家Edmonds于1965年提出)
算法轮廓:

置M为空
找出一条增广路径P,通过取反操作获得更大的匹配M’代替M
重复2操作直到找不出增广路径为止
找增广路径的算法

我们采用DFS的办法找一条增广路径:
从X部一个未匹配的顶点u开始,找一个未访问的邻接点v(v一定是Y部顶点)。对于v,分两种情况:

如果v未匹配,则已经找到一条增广路
如果v已经匹配,则取出v的匹配顶点w(w一定是X部顶点),边(w,v)目前是匹配的,根据“取反”的想法,要将(w,v)改为未匹配,(u,v)设为匹配,能实现这一点的条件是看从w为起点能否新找到一条增广路径P’。如果行,则u-v-P’就是一条以u为起点的增广路径。
匈牙利算法

//左右两部分记做X部和Y部int cx[1003],cy[1003],vis[1003];//cx[i]表示与X部i点匹配的Y部顶点编号 cy[i]表示与Y部i点匹配的X部顶点编号 vis[i]表示Y部的第i个点是否已经检查过int t[1003][1003];//邻接矩阵记录图int n,m;//n是X部点的个数,m是Y部点的个数bool dfs(int u){//dfs找增广路径    for(int v = 1;v <= m;v++)//        if(t[u][v] && !vis[v]){//如果u,v之间存在边且v未被检查过            vis[v] = 1;            if(cy[v] == -1 || dfs(cy[v])){//如果v未匹配或者v的匹配顶点w存在增广路径。如果返回false即不存在则检查下一顶点                cx[u] = v;//更新增广路径                cy[v] = u;                return 1;            }        }    return 0;}int maxmatch()//匈牙利算法主函数{    int ans = 0;    memset(cx,-1,sizeof cx);    memset(cy,-1,sizeof cy);    for(int i = 0;i <= n;i++)        if(cx[i] == -1)//如果i未匹配        {            memset(vis,false,sizeof(vis)) ;//每次dfs前初始化vis[],使其未检查            ans += dfs(i);        }    return ans ;}

算法分析

算法的核心是找增广路径的过程DFS
对于每个可以与u匹配的顶点v,假如它未被匹配,可以直接用v与u匹配;
如果v已与顶点w匹配,那么只需调用dfs(w)来求证w是否可以与其它顶点匹配,如果dfs(w)返回true的话,仍可以使v与u匹配;如果dfs(w)返回false,则检查u的下一个邻接点…….
在dfs时,要标记访问过的顶点(visit[j]=true),以防死循环和重复计算;每次在主过程中开始一次dfs前,所有的顶点都是未标记的。
主过程只需对每个X部的顶点调用dfs,如果返回一次true,就对最大匹配数加一;一个简单的循环就求出了最大匹配的数目。

时空分析

时间复杂度:
找一次增广路径的时间为:
邻接矩阵: O(n^2)
邻接表:O(n+m)
总时间:
邻接矩阵:O(n^3)
邻接表:O(nm)
空间复杂度:
邻接矩阵:O(n^2)
邻接表: O(m+n)
附KM算法的讲解以及代码
http://blog.csdn.net/x_y_q_/article/details/51927054

#include <cstdio>#include <string.h>#include <vector>#include <algorithm>using namespace std;int const MAX = 1000;int const inf = 0x3fffffff;int w[MAX][MAX];int link[MAX];//代表当前与Y集合中配对的X集合中的点int visx[MAX], visy[MAX];//visx[i]表示X部的i顶点是否被访问过int lx[MAX], ly[MAX];//标杆int n, m;//代表X和Y中元素的个数int can(int t)//能否找到增广路径{    visx[t] = 1;    for(int i = 1; i <= m; i++){        if(!visy[i] && lx[t] + ly[i] == w[t][i]){//这里“lx[t]+ly[i]==w[t][i]”决定了这是在相等子图中找增广路的前提,非常重要            visy[i] = 1;            if(link[i] == -1 || can(link[i])){                link[i] = t;                return 1;            }        }    }    return 0;}int km(){    int sum = 0;    memset(ly, 0, sizeof(ly));//将ly的值都设为0    for(int i = 1; i <= n; i++){//把各个lx的值都设为当前w[i][j]的最大值        lx[i] = -inf;        for(int j = 1; j <= m; j++){            if(lx[i] < w[i][j])                lx[i] = w[i][j];        }    }    memset(link, -1, sizeof(link));    for(int i = 1; i <= n; i++){        while(1){            memset(visx, 0, sizeof(visx));            memset(visy, 0, sizeof(visy));            if(can(i))//如果它能够形成一条增广路径,那么就break                break;            int d = inf;//否则,后面应该加入新的边,这里应该先计算d值            for(int j = 1; j <= n; j++)//对于搜索过的路径上的XY点,设该路径上的X顶点集为S,Y顶点集为T,对所有在S中的点xi及不在T中的点yj                if(visx[j])                    for(int k = 1; k <= m; k++)                        if(!visy[k])                            d = min(d, lx[j] + ly[k] - w[j][k]);            if(d == inf)                return -1;//找不到可以加入的边,返回失败(即找不到完美匹配)            for (int j = 1; j <= n; j++)                if (visx[j])                    lx[j] -= d;            for(int j = 1; j <= m; j++)                if(visy[j])                    ly[j] += d;        }    }    for(int i = 1; i <= m; i++)        if(link[i] > -1)            sum += w[link[i]][i];    return sum;}
原创粉丝点击