Problème de flot maximum

Un article de Wikipédia, l'encyclopédie libre.
Aller à : navigation, rechercher
Un exemple de graphe de flot avec un flot maximum. la source est s, et le puits t. Les nombres indiquent le flot et la capacité.

Le problème de flot maximum consiste à trouver un flot réalisable depuis une source unique et vers un puits unique graphe de flot qui soit maximum[1].

Définitions et variantes[modifier | modifier le code]

Quelquefois le problème répond simplement à la question de trouver la valeur de ce flot. Le problème du flot maximum peut être vu comme un cas particulier de plusieurs autres problèmes de flots dans les réseaux, comme le flot multi-commodites. Le s-t flot maximum (depuis la source s vers le puits t) est égal à la s-t coupe minimum du graphe, comme l'indique le théorème flot-max/coupe-min.

Applications[modifier | modifier le code]

Solutions[modifier | modifier le code]

Étant donné un graphe orienté G(V,E), où chaque arête u,v a une capacité c(u,v), on cherche un flot maximum f depuis la source s vers le puits t, sous contrainte de capacité. Différents algorithmes ont été développés pour résoudre ce problème.

Méthode Complexité Description
Programmation linéaire Les contraintes sont données par flot admissible, où on considère comme admissible un flot qui n'excède pas la capacité d'un arc. On maximise \sum_{v \in V} f(s,v).
Algorithme de Ford-Fulkerson
O(E \cdot \mathit{flotmax})
Tant qu'il existe un chemin entre la source et le puits dans le graphe résiduel, envoyer le minimum des capacités résiduelles sur ce chemin.
Algorithme d'Edmonds-Karp
O(VE^2)
Une spécialisation de Ford-Fulkerson, trouver un chemin augmentant avec une recherche en largeur d'abord.
Algorithme de flot bloquant de Dinitz
O(V^2 E)
À chaque phase l'algorithme construit un graphe en couches avec une recherche en profondeur d'abord sur le graphe résiduel. Le flot maximum dans le graphe en couche peut être calcule en temps O(VE), et le nombre maximum de phase est de V-1.
Algorithme de flot maximum par poussage/réétiquetage
O(V^2E)
Cet algorithme maintient un préflot, ie. une fonction de flot avec une possibilité d'excès dans les sommets. l'algorithme fonctionne tant qu'il existe un sommet avec un excès strictement positif, appelé sommet actif du graphe. L'opération de poussage augmente le flot sur une arête résiduelle, et une fonction de hauteur contrôle sur les sommets contrôle quelles arêtes résiduelles doivent être poussées. Cette fonction est changée avec la fonction d'étiquetage. Les définitions de ces opérations garantissent que le flot resultant est un flot maximum.
Poussage/réétiquetage avec règle de sélection des sommets par FIFO
O(V^3)
Variante qui sélectionne toujours le sommet le plus actif formellement, et fait les opérations jusqu'à ce que l'excès soit positif ou qu'il existe des arêtes résiduelles admissibles depuis ce sommet.
Algorithme de flot bloquant de Dinitz avec arbre dynamique[2]
O(VE\log(V))
La structure d'arbre dynamique accelère le calcul de flot maximum dans le graphe en couche pour obtenir O(E\log(V)) par phase.
Poussage/re-étiquetage avec usage des arbres dynamiques[3]
O(VE\log(V^2/E))
L'algorithme construit des arbres de taille limitée sur le graphe résiduel en considérant la fonction de hauteur, ces arbres fournissent des opérations de poussage multi-niveau.
algorithme de flot bloquant binaire[4] \scriptscriptstyle O(E\min(V^{2/3},\sqrt{E})\log(V^2/E)\log{U}) La valeur U correspond à la capacité maximum du réseau.

Pour une liste plus complète, voir[1].

Références bibliographiques[modifier | modifier le code]

  1. a et b (en) Thomas H. Cormen, Charles E. Leiserson, Ronald L. Rivest and Clifford Stein, Introduction to Algorithms, Cambridge, MIT Press and McGraw-Hill,‎ 2001, 2e éd., relié (ISBN 978-0-262-53196-2, LCCN 2001031277), « chap. 26. Maximum Flow », p. 643–700
  2. (en) Daniel D. Sleator and Robert E. Tarjan, « A data structure for dynamic trees », Journal of Computer and System Sciences, vol. 26, no 3,‎ 1983, p. 362–391 (ISSN 0022-0000, DOI 10.1016/0022-0000(83)90006-5, lire en ligne)
  3. (en) Andrew V. Goldberg and Robert E. Tarjan, « A new approach to the maximum-flow problem », Journal of the ACM, ACM Press, vol. 35, no 4,‎ 1988, p. 921–940 (ISSN 0004-5411, DOI 10.1145/48014.61051)
  4. (en) Andrew V. Goldberg and S. Rao, « Beyond the flow decomposition barrier », J. assoc. Comput. Mach., vol. 45,‎ 1998, p. 753–782 (DOI 10.1145/290179.290181)

Lien externe[modifier | modifier le code]