二分图最大权匹配 学习笔记

二分图的最大权匹配是指二分图中边权和最大的匹配。

Hungarian Algorithm（Kuhn–Munkres Algorithm）

匈牙利算法又称为 KM 算法，可以在 $O(n^3)$ 时间内求出二分图的 最大权完美匹配。

考虑到二分图中两个集合中的点并不总是相同，为了能应用 KM 算法解决二分图的最大权匹配，需要先作如下处理：将两个集合中点数比较少的补点，使得两边点数相同，再将不存在的边权重设为 $0$，这种情况下，问题就转换成求 最大权完美匹配问题，从而能应用 KM 算法求解。

可行顶标

给每个节点 $i$ 分配一个权值 $l(i)$，对于所有边 $(u,v)$ 满足 $w(u,v)\le l(u)+l(v)$。

相等子图

在一组可行顶标下原图的生成子图，包含所有点但只包含满足 $w(u,v)=l(u)+l(v)$ 的边 $(u,v)$。

定理 1

对于某组可行顶标，如果其相等子图存在完美匹配，那么，该匹配就是原二分图的最大权完美匹配。

证明

考虑原二分图任意一组完美匹配 $M$，其边权和为

$val(M)=\sum _{(u,v)\in M}w(u,v)\le \sum _{(u,v)\in M}l(u)+l(v)\le \sum _{i=1}^{n}l(i)$

任意一组可行顶标的相等子图的完美匹配 $M^{\prime }$ 的边权和

$val(M^{\prime })=\sum _{(u,v)\in M}l(u)+l(v)=\sum _{i=1}^{n}l(i)$

即任意一组完美匹配的边权和都不会大于 $val(M^{\prime })$，那个 $M^{\prime }$ 就是最大权匹配。

有了定理 1，我们的目标就是透过不断的调整可行顶标，使得相等子图是完美匹配。

因为两边点数相等，假设点数为 $n$，$lx(i)$ 表示左边第 $i$ 个点的顶标，$ly(i)$ 表示右边第 $i$ 个点的顶标，$w(u,v)$ 表示左边第 $u$ 个点和右边第 $v$ 个点之间的权重。

首先初始化一组可行顶标，例如

$lx(i)=\underset{1\le j\le n}{max}\{w(i,j)\},ly(i)=0$

然后选一个未匹配点，如同最大匹配一样求增广路。找到增广路就增广，否则，会得到一个交错树。

令 $S$，$T$ 表示二分图左边右边在交错树中的点，$S^{\prime }$，$T^{\prime }$ 表示不在交错树中的点。

在相等子图中：

• $S-T^{\prime }$ 的边不存在，否则交错树会增长。
• $S^{\prime }-T$ 一定是非匹配边，否则他就属于 $S$。

假设给 $S$ 中的顶标 $-a$，给 $T$ 中的顶标 $+a$，可以发现

• $S-T$ 边依然存在相等子图中。
• $S^{\prime }-T^{\prime }$ 没变化。
• $S-T^{\prime }$ 中的 $lx+ly$ 有所减少，可能加入相等子图。
• $S^{\prime }-T$ 中的 $lx+ly$ 会增加，所以不可能加入相等子图。

所以这个 $a$ 值的选择，显然得是 $S-T^{\prime }$ 当中最小的边权，

$a=min\{lx(u)+ly(v)-w(u,v)|u\in S,v\in T^{\prime }\}$。

当一条新的边 $(u,v)$ 加入相等子图后有两种情况

• $v$ 是未匹配点，则找到增广路
• $v$ 和 $S^{\prime }$ 中的点已经匹配

这样至多修改 $n$ 次顶标后，就可以找到增广路。

每次修改顶标的时候，交错树中的边不会离开相等子图，那么我们直接维护这棵树。

我们对 $T^{\prime }$ 中的每个点 $v$ 维护

$slack(v)=min\{lx(u)+ly(v)-w(u,v)|u\in S\}$。

所以可以在 $O(n)$ 算出顶标修改值 $a$

$a=min\{slack(v)|v\in T^{\prime }\}$

交错树新增一个点进入 $S$ 的时候需要 $O(n)$ 更新 $slack(v)$。修改顶标需要 $O(n)$ 给每个 $slack(v)$ 减去 $a$。只要交错树找到一个未匹配点，就找到增广路。

一开始枚举 $n$ 个点找增广路，为了找增广路需要延伸 $n$ 次交错树，每次延伸需要 $n$ 次维护，共 $O(n^3)$。

参考代码

template <typename T> struct hungarian { // km
    int n;
    vector<int> matchx; // 左集合对应的匹配点
    vector<int> matchy; // 右集合对应的匹配点
    vector<int> pre;    // 连接右集合的左点
    vector<bool> visx;  // 拜访数组 左
    vector<bool> visy;  // 拜访数组 右
    vector<T> lx;
    vector<T> ly;
    vector<vector<T>> g;
    vector<T> slack;
    T inf;
    T res;
    queue<int> q;
    int org_n;
    int org_m;

    hungarian(int _n, int _m) {
        org_n = _n;
        org_m = _m;
        n = max(_n, _m);
        inf = numeric_limits<T>::max();
        res = 0;
        g = vector<vector<T>>(n, vector<T>(n));
        matchx = vector<int>(n, -1);
        matchy = vector<int>(n, -1);
        pre = vector<int>(n);
        visx = vector<bool>(n);
        visy = vector<bool>(n);
        lx = vector<T>(n, -inf);
        ly = vector<T>(n);
        slack = vector<T>(n);
    }

    void addEdge(int u, int v, int w) {
        g[u][v] = max(w, 0); // 负值还不如不匹配 因此设为0不影响
    }

    bool check(int v) {
        visy[v] = true;
        if (matchy[v] != -1) {
            q.push(matchy[v]);
            visx[matchy[v]] = true; // in S
            return false;
        }
        // 找到新的未匹配点 更新匹配点 pre
        // 数组记录着"非匹配边"上与之相连的点
        while (v != -1) {
            matchy[v] = pre[v];
            swap(v, matchx[pre[v]]);
        }
        return true;
    }

    void bfs(int i) {
        while (!q.empty()) {
            q.pop();
        }
        q.push(i);
        visx[i] = true;
        while (true) {
            while (!q.empty()) {
                int u = q.front();
                q.pop();
                for (int v = 0; v < n; v++) {
                    if (!visy[v]) {
                        T delta = lx[u] + ly[v] - g[u][v];
                        if (slack[v] >= delta) {
                            pre[v] = u;
                            if (delta) {
                                slack[v] = delta;
                            } else if (check(v)) { // delta=0
                                                   // 代表有机会加入相等子图
                                                   // 找增广路 找到就return
                                                   // 重建交错树
                                return;
                            }
                        }
                    }
                }
            }
            // 没有增广路 修改顶标
            T a = inf;
            for (int j = 0; j < n; j++) {
                if (!visy[j]) {
                    a = min(a, slack[j]);
                }
            }
            for (int j = 0; j < n; j++) {
                if (visx[j]) { // S
                    lx[j] -= a;
                }
                if (visy[j]) { // T
                    ly[j] += a;
                } else { // T'
                    slack[j] -= a;
                }
            }
            for (int j = 0; j < n; j++) {
                if (!visy[j] && slack[j] == 0 && check(j)) {
                    return;
                }
            }
        }
    }

    void solve() {
        // 初始顶标
        for (int i = 0; i < n; i++) {
            for (int j = 0; j < n; j++) {
                lx[i] = max(lx[i], g[i][j]);
            }
        }

        for (int i = 0; i < n; i++) {
            fill(slack.begin(), slack.end(), inf);
            fill(visx.begin(), visx.end(), false);
            fill(visy.begin(), visy.end(), false);
            bfs(i);
        }

        // custom
        for (int i = 0; i < n; i++) {
            if (g[i][matchx[i]] > 0) {
                res += g[i][matchx[i]];
            } else {
                matchx[i] = -1;
            }
        }
        cout << res << "\n";
        for (int i = 0; i < org_n; i++) {
            cout << matchx[i] + 1 << " ";
        }
        cout << "\n";
    }
};

转化为费用流模型

与 二分图最大匹配 类似，二分图的最大权匹配也可以转化为网络流问题来求解。

首先，在图中新增一个源点和一个汇点。

从源点向二分图的每个左部点连一条流量为 $1$，费用为 $0$ 的边，从二分图的每个右部点向汇点连一条流量为 $1$，费用为 $0$ 的边。

接下来对于二分图中每一条连接左部点 $u$ 和右部点 $v$，边权为 $w$ 的边，则连一条从 $u$ 到 $v$，流量为 $1$，费用为 $w$ 的边。

另外，考虑到最大权匹配下，匹配边的数量不一定与最大匹配的匹配边数量相等，因此对于每个左部点，还需向汇点连一条流量为 $1$，费用为 $0$ 的边。

求这个网络的 最大费用最大流 即可得到答案。此时，该网络的最大流量一定为左部点的数量，而最大流量下的最大费用即对应一个最大权匹配方案。