二分图基本概念

定义

首先先介绍一下什么是二分图。
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。

性质

那么二分图有什么性质呢?
性质:当且仅当无向图G的每一个环(即回路、圈,英文为circle)的结数均是偶
数时, G才是一个二分图。如果无环,相当于每个环的结点数为0,故也视为二分图。

判定

那么如何判断一个图是二分图呢?

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)

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。

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
边都不交汇于同一个结点,则称M是一个匹配。

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。

增广路

增广路是关于图问题中一个十分重要的东西。
若是在其他地方没听懂增广路的仁兄,可以听一下下面的东西。

定义

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。

举例

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

反边

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

性质

由增广路的定义可以推出下述三个结论:
(1)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。
(2)P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。

算法

匈牙利算法

该算法是用增广路最大匹配。(十分强悍)

算法轮廓:
(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

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:
(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。

算法

匹配

void AddEdge(int u, int v)
{
    adj[u].push_back(v);
    adj[v].push_back(u);
}

读入建图

void Init()
{
    cin >> n >> m;
    for(int i=1; i<=n; i++)
    {
        int si, k;
        cin >> si;
        for(int j=1; j<=si; j++)
        {
            cin >> k;
            k += n;
            addedge(i, k);
        }
    }
}

深搜寻找增广路

bool vis[MAXN+1];
int match[MAXN+1];
Bool DFS(int u) {
    for(int i=0; i<adj[u].size(); i++) {
        int v = adj[u][i];
        if(vis[v]) continue;
        vis[v] = true;
        if ( !match[v] || dfs(match[v]) ) {
            match[v] = u;
            match[u] = v;
            return true;
        }
    }
    return false;
}
void Solve() {
    for(int i = 1; i<=n; i++) {
        memset(vis, false, sizeof(vis));
        if(!match[i]) {
        if(DFS(i)) ans++;
        }
    }
}
int main() {
    init();
    Solve();
    cout << ans <<endl;
    return 0;
}

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( vis[ 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。

时空间复杂度

即适用范围
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)

参考

偶图的算法及应用
浅谈图论模型的建立与应用

评论 1
添加红包

请填写红包祝福语或标题

红包个数最小为10个

红包金额最低5元

当前余额3.43前往充值 >
需支付:10.00
成就一亿技术人!
领取后你会自动成为博主和红包主的粉丝 规则
hope_wisdom
发出的红包
实付
使用余额支付
点击重新获取
扫码支付
钱包余额 0

抵扣说明:

1.余额是钱包充值的虚拟货币,按照1:1的比例进行支付金额的抵扣。
2.余额无法直接购买下载,可以购买VIP、付费专栏及课程。

余额充值