Il teorema del flusso massimo e taglio minimo (conosciuto anche come max-flow min-cut) dice che, in una rete di flusso, il massimo flusso passante dalla sorgente (il nodo iniziale) al pozzo (il nodo finale) è uguale alla somma dei pesi degli archi nel taglio minimo.
Si tratta di una generalizzazione del problema primale standard, tipico della programmazione lineare.
Il teorema fu dimostrato da P. Elias, A. Feinstein, e C.E. Shannon nel 1956, e indipendentemente anche da L.R. Ford Jr. e D.R. Fulkerson nello stesso anno.[1]
Definizioni e formulazione
[modifica | modifica wikitesto]Sia una rete di flusso, con s e t rispettivamente sorgente e pozzo di N.
Flusso massimo
[modifica | modifica wikitesto]Definizione. Un flusso è una funzione che assegna ad ogni arco un valore denotato con o . Il flusso è soggetto a due vincoli:
- Vincolo di capacità:
- Conservazione del flusso:
Definizione. La capacità è una funzione che assegna ad ogni arco un valore denotato con o . Rappresenta il massimo flusso che può passare attraverso un arco.
Definizione. Il valore di flusso è costituito da:
e rappresenta l'ammontare di flusso che parte dalla sorgente per arrivare al pozzo.
Taglio minimo
[modifica | modifica wikitesto]Definizione. Un taglio s-t è la partizione di V tale che e . L'insieme di taglio di C è:
Nota che se gli archi di C venissero rimossi, | f | = 0.
Definizione. La capacità di un taglio s-t è definita come
dove se e , 0 altrimenti.
- Minimum s-t Cut Problem. Determinare S e T tali che la capacità del taglio s-t sia minima.
Formulazione del teorema
[modifica | modifica wikitesto]Il valore massimo di un flusso s-t è uguale alla capacità minima fra tutti i tagli s-t.
Dimostrazione
[modifica | modifica wikitesto]Si introducono due teoremi fondamentali, chiamati teorema 1 e teorema 2, per semplificare la dimostrazione.
Teorema 1
[modifica | modifica wikitesto]sia un taglio della rete di flusso N con singola sorgente s e singolo pozzo t. Si ipotizzi un flusso tale che se e altrimenti. Dove è il valore della capacità dell'arco .
Allora è il flusso di valore massimo in e è il taglio di N di capacità minima.
Dimostrazione valore massimo:
Il valore di un flusso è calcolato come
Per un flusso ammissibile questo valore è uguale per ogni taglio della rete N. Se consideriamo il flusso definito nelle ipotesi abbiamo che il valore del flusso diventa siccome ogni arco entrate in ha flusso azzerato.
Ipotizziamo, per assurdo, che esista un flusso di valore superiore e chiamiamolo . Ora consideriamo il taglio su cui è stata costruita l'ipotesi.
. Ma questo è chiaramente impossibile poiché la prima sommatoria ha valore massimo in (e quindi anche in ) e la seconda sommatoria può soltanto peggiorare il valore del flusso. Quindi otteniamo .
Dimostrazione taglio di capacità minima:
Per definizione di valore di un flusso abbiamo dove è la capacità di qualsiasi taglio in una rete di flusso.
Per ipotesi il valore del flusso è .
Per ogni altro taglio di capacità diversa il valore del flusso è .
Ma è un flusso ammissibile
Teorema 2
[modifica | modifica wikitesto]sia un flusso in una rete di flusso s-t , allora è il flusso di valore massimo se e solo[2] se il grafo residuo relativo al flusso non contiene un percorso da s a t e quindi non contiene un cammino aumentante.
Dimostrazione
Dimostrazione :
Consideriamo ogni percorso in che inizia da e creiamo un insieme composto da tutti i vertici che appartengono a questi percorsi.
Siccome non esiste cammino aumentante: . Quindi consideriamo il taglio .
Ogni arco ha come valore di flusso oppure per costruzione del grafo residuo.
Quindi il taglio soddisfa le ipotesi del teorema 1 e quindi è il flusso di massimo valore.
Teorema del flusso massimo e del taglio minimo
[modifica | modifica wikitesto]Il valore massimo di un flusso s-t è uguale alla capacità minima fra tutti i tagli s-t.
Dimostrazione
Il taglio elaborato nella dimostrazione del teorema 2 ha capacità pari al flusso di massimo valore.
Applicazioni
[modifica | modifica wikitesto]Note
[modifica | modifica wikitesto]Bibliografia
[modifica | modifica wikitesto]- (EN) Jon Kleinberg, Éva Tardos, Algorithm Design, Addison-Wesley, 2005, ISBN 978-0-321-29535-4.