本篇承接上一篇文章，主要講解最大流問題的Ford-Fulkerson解法。可是說這是一種方法，而不是演算法，因為它包含具有不同執行時間的幾種實現。該方法依賴於三種重要思想：殘留網路，增廣路徑和割。本文將會詳細介紹這些內容，下一篇文章我們提供一種該方法的Java實現。

在介紹著三種概念之前，我們先簡單介紹下Ford-Fulkerson方法的基本思想。首先需要了解的是Ford-Fulkerson是一種迭代的方法。開始時，對所有的u,v屬於V，f(u,v)=0(這裡f(u,v)代表u到v的邊當前流量)，即初始狀態時流的值為0。在每次迭代中，可以通過尋找一個“增廣路徑”來增加流值。增廣路徑可以看做是從源點s到匯點t之間的一條路徑，沿該路徑可以壓入更多的流，從而增加流的值。反覆進行這一過程，直到增廣路徑都被找出為止。

舉個例子來說明下，如圖所示，每條紅線就代表了一條增廣路徑，當前s到t的流量為3。

當然這並不是該網路的最大流，根據尋找增廣路徑的演算法我們其實還可以繼續尋找增廣路徑，最終的最大流網路如下圖所示，最大流為4。

接下來我們就介紹如何尋找增廣路徑。在介紹增廣路徑之前，我們首先需要介紹殘留網路的概念。

一、殘留網路

顧名思義，殘留網路是指給定網路和一個流，其對應還可以容納的流組成的網路。具體說來，就是假定一個網路G=（V，E），其源點s，匯點t。設f為G中的一個流，對應頂點u到頂點v的流。在不超過C（u，v）的條件下（C代表邊容量），從u到v之間可以壓入的額外網路流量，就是邊（u，v）的殘餘容量（residual capacity），定義如下：

r（u，v）=c（u，v）-f（u，v）

舉個例子，假設（u，v）當前流量為3/4，那麼就是說c（u，v）=4，f（u，v）=3，那麼r（u，v）=1。

我們知道，在網路流中還有這麼一條規律。從u到v已經有了3個單位流量，那麼從反方向上看，也就是從v到u就有了3個單位的殘留網路，這時r（v，u）=3。可以這樣理解，從u到v有3個單位流量，那麼從v到u就有了將這3個單位流量的壓回去的能力。

我們來具體看一個例子，如下圖所示一個流網路

其對應的殘留網路為：

二、增廣路徑

在瞭解了殘留網路後，我們來介紹增廣路徑。已知一個流網路G和流f，增廣路徑p是其殘留網路Gf中從s到t的一條簡單路徑。形象的理解為從s到t存在一條不違反邊容量的路徑，向這條路徑壓入流量，可以增加整個網路的流值。上面的殘留網路中，存在這樣一條增廣路徑：

其可以壓入4個單位的流量，壓入後，我們得到一個新的流網路，其流量比原來的流網路要多4。這時我們繼續在新的流網路上用同樣的方法尋找增廣路徑，直到找不到為止。這時我們就得到了一個最大的網路流。

三、流網路的割

上面僅僅是介紹了方法，可是怎麼證明當無法再尋找到增廣路徑時，就證明當前網路是最大流網路呢？這就需要用到最大流最小割定理。

首先介紹下，割的概念。流網路G（V，E）的割（S，T）將V劃分為S和T=V-S兩部分，使得s屬於S，t屬於T。割（S，T）的容量是指從集合S到集合T的所有邊（有方向）的容量之和（不算反方向的，必須是S-àT）。如果f是一個流，則穿過割（S，T）的淨流量被定義為f（S，T）（包括反向的，SàT的為正值，T—>S的負值）。將上面舉的例子繼續拿來，隨便畫一個割，如下圖所示：

割的容量就是c(u,w)+c(v,x)=26

當前流網路的穿過割的淨流量為f(u,w)+f(v,x)-f(w,v)=12+11-4=19

顯然，我們有對任意一個割，穿過該割的淨流量上界就是該割的容量，即不可能超過割的容量。所以網路的最大流必然無法超過網路的最小割。

可是，這跟殘留網路上的增廣路徑有什麼關係呢？

首先，我們必須瞭解一個特性，根據上一篇文章中講到的最大流問題的線性規劃表示時，提到，流網路的流量守恆的原則，根據這個原則我們可以知道，對網路的任意割，其淨流量的都是相等的。具體證明是不難的，可以通過下圖形象的理解下，

和上面的割相比，集合S中少了u和v，從源點s到集合T的淨流量都流向了u和v，而在上一個割圖中，集合S到集合T的流量是等於u和v到集合T的淨流量的。其中w也有流流向了u和v，而這部分流無法流向源點s，因為沒有路徑，所以最後這部分流量加上s到u和v的流量，在u和v之間無論如何互相傳遞流，最終都要流向集合T，所以這個流量值是等於s流向u和v的值的。將s比喻成一個水龍頭，u和v流向別處的水流，都是來自s的，其自身不可能創造水流。所以任意割的淨流量都是相等的。

萬事俱備，現在來證明當殘留網路Gf中不包含增廣路徑時，f是G的最大流。

假設Gf中不包含增廣路徑，即Gf不包含從s到v的路徑，定義S={v:Gf中從s到v存在一條通路}，也就是Gf中s能夠有通路到達的點的集合，顯然這個集合不包括t，因為s到t沒有通路。這時，我們令T=V-S。那麼（S，T）就是一個割。如下圖所示：

那麼，對於頂點u屬於S，v屬於T，有f（u，v）=c（u，v）。否則（u，v）就存在殘餘流量，因而s到u加上u到v就構成了一條s到v的通路，所以v就必須屬於S，矛盾。因此這時就表明當前流f是等於當前的割的容量的，因此f就是最大流。

接下來的文章我們再給出Java實現。

參考：《演算法導論》《組合數學》