图论算法----二分图匹配----匈牙利算法详解
程序员文章站
2022-04-16 13:25:14
...
一、一些相关概念
1、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。
2、判断二分图的方法:
一个图是连通的,可以用如下的方法判定是否是二分图:
(1)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),以此类推。
(2)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。
(3)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。
3、二分图匹配的概念:
图中所示为一个最大匹配,也是完备匹配,但不是完美匹配。
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。
图中红色的边是数量为2的匹配。
4、最大匹配的概念:
选择边数最大的子图M称为图的最大匹配问题
若二分图X部的每一个顶点都与Y中的一个顶点匹配,并且Y部中的每一个顶点也与X部中的一个顶点匹配,则该匹配为完美匹配。
如果一个二分图,X部中的每一个顶点都与Y部中的一个顶点匹配,或者Y部中的每一个顶点也与X部中的一个顶点匹配,则该匹配为完备匹配。
5、增广路径的概念:
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,第三条边没有参与匹配......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。
如图,增广路径为C->I->E->F->A->H。
那么,增广路径有什么用呢?我们发现,把增广路径的所有边取反(即匹配的变成未匹配,未匹配的边成匹配),
则子图M的边数会加1,当找不到增广路径时,这就是最大匹配了。
6、增广路径的性质:
(1)增广路径的长度必定为奇数,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。
(2)把一条增广路径经过取反操作可以得到一个更大的匹配M’。
(3)M为G的最大匹配当且仅当不存在相对于M的增广路径。
7、匈牙利算法:
算*廓:
(1)置M为空
(2)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
(3)重复(2)操作直到找不出增广路径为止
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:
(1)如果v未匹配,则已经找到一条增广路
(2)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。
代码:(有许多写法)int w[202][202],cx[202],cy[202],nx,ny;
bool visit[202];
bool dfs(int u)
{
for(int i=1;i<=w[u][0];i++){
int v=w[u][i];
if(visit[v]==0){
visit[v]=1;
if(cy[v]==-1||dfs(cy[v])){
cx[u]=v;cy[v]=u;
return true;
}
}
}
return false;
}
int maxmatch()
{
int ans=0;
memset(cx,-1,sizeof(cx));
memset(cy,-1,sizeof(cy));
for(int i=0;i<=nx;i++){
if(cx[i]==-1){
memset(visit,0,sizeof(visit));
ans+=dfs(i);
}
}
return ans;
}
8、匈牙利算法的时空分析:
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(n*m)
空间复杂度:
邻接矩阵:O(n^2)
邻接表: O(m+n)
二、几个有关结论
1、最少点覆盖集的点数就是最大匹配数M。
2、最少边覆盖集的边数=总边数-最大匹配数
3、最大独立集点数=总点数-最大匹配数
上一篇: 小觅相机初始化(标准版)