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- 割:割是原图中的一个 。如果把一个边集中的边删除后, 和 不连通。更学术的说法是:把图分为 两个点集,其中 和 无交集且 。
- 割的大小:割的大小定义为割中所有边的容量和,即割 的大小为:
- 最小割:即大小最小的割
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- 最大流最小割定理:一个图的最大流 最小割
- 求解:直接跑最大流算法,求出的结果即为最小割的大小
- 方案:从 开始
dfs
,只走残余流量 的边,即可找到所有 中的点 - 割边数量:把所有边的容量变成 ,直接
dinic
题目让我们求的是点集,但是直接跑求出的是边集,这该怎么办呢?
解决方法需要用到 这一图论中常用的技巧。我们把一个点 变成两个点 和 。 负责连入, 负责连出。什么意思:就是原本一条边 拆成两条边 和 ,容量为正无穷。
如何控制一个点只能被删除一次呢?我们从每个点 向 连一条容量为 的点就可以啦。然后直接跑最大流就搞定了这一题。
const int N=210,M=1420;
struct edge{//链式前向星
int next,to,dis;
}e[M<<1];int h[N],tot=1;
inline void add(int a,int b,int c){
e[++tot]=(edge){h[a],b,c};h[a]=tot;
e[++tot]=(edge){h[b],a,0};h[b]=tot;
}
int dep[N],cur[N],n,m,s,t,ans;
inline bool bfs_init(int s,int t){
memset(dep,-1,sizeof(dep));
dep[s]=1;queue<int> q;q.push(s);
while (!q.empty()){//把图分层
register int u=q.front();q.pop();
for(int i=h[u];i;i=e[i].next){
register int to=e[i].to;
if (dep[to]==-1&&e[i].dis>0){
dep[to]=dep[u]+1;
q.push(to);
}
}
}
return dep[t]!=-1;
}
inline int dfs(int u,int dist){
if (u==t) return dist;int flow=0;
for(int &i=cur[u];i;i=e[i].next){
register int to=e[i].to,tmp;
if (e[i].dis>0&&dep[to]==dep[u]+1){
if ((tmp=dfs(to,min(dist,e[i].dis)))>0){
dist-=tmp;flow+=tmp;e[i].dis-=tmp;e[i^1].dis+=tmp;
if (dist==0) return flow;//没有剩余的流量,直接返回
}
}
}
if (dist!=0) dep[u]=-1;
return flow;
}
const int inf=0x3f3f3f3f;
inline int dinic_algorithm(){
register int ans=0,tmp;
while (bfs_init(s+n,t)){
memcpy(cur,h,sizeof(h));
while ((tmp=dfs(s+n,inf))>0)
ans+=tmp;//累计增广答案
}
return ans;
}
inline void add_edge(int u,int v,int t){
add(u+n,v,t);add(v+n,u,t);
}
int main(){
scanf("%d%d%d%d",&n,&m,&s,&t);
for(int i=1,u,v;i<=m;i++){
scanf("%d%d",&u,&v);
add_edge(u,v,inf);
}
for(int i=1;i<=n;i++)
add(i,i+n,1);
ans=dinic_algorithm();
printf("%d",ans);
return 0;
}