R ENDICONTI
del
S EMINARIO M ATEMATICO
della
U NIVERSITÀ DI P ADOVA
G. A NDREATTA M. A. B ENEDETTI F. M ASON
Reti di trasporto a flusso non conservativo
Rendiconti del Seminario Matematico della Università di Padova, tome 60 (1978), p. 151-163
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trasporto
G. ANDREATTA - M. A. BENEDETTI - F. MASON
(*)
l. Introduzione.
Nella teoria delle reti di
trasporto
percorse da unflusso.,
siipotiz-
zano solitamente per il flusso stesso le cosiddette
proprietà
di con-servazione :
1)
perogni
nodo la somma dei flussi entrantieguaglia
la sommadei flussi
uscenti;
2)
perogni
arco(x, y)
il flusso cheparte
da x(verso y) eguaglia quello
che arrivain y (da x) .
In molte situazioni concrete si
presenta l’opportunità
di studiare réti ditrasporto
in cui uno o entrambi iprincipi
suaccennati vengonoa cadere. ,
È
il caso delleoperazioni finanziarie,
nellequali
uncapitale dispo- nibile,
investito in una certa epoca(nodo)
in una fissataoperazione
finanziaria di durata finita
(arco)
si trova aumentato(o più
ingenerale modificato)
alla finedell’operazione
stessa.È però
anche il caso delle comuni retiidriche,
di alimentazione dienergia elettrica,
ecc. nellequali
durante ipercorsi (archi)
si verifi-cano inevitabilmente delle
dispersioni.
Inquesti
casipuò
addirittura venir meno ilprincipio
di conservazione del flusso nei nodi.È pressochè
immediatointrodurre,
con ovviemodifiche,
ancheper tali
reti,
che diremo « af lusso
non conservativo », concettianaloghi
a
quelli
delle usuali reti « conservative ».(*)
Indirizzodegli
A.A.: G. Andreatta: Istituto di MatematicaApplicata,
Università di Padova; M. A. Benedetti: Seminario Matematico, Università di Padova; F. Mason: Laboratorio di Matematica, Università di Venezia.
Viceversa,
la determinazione di un flusso ottimale non è ricavabilecon i classici
algoritmi
di Ford-Fulkerson(cfr. [2]),
neppure se op-portunamente
modificati.In
questa
nota vengonoesposti
dei risultati teorici sulle reti nonconservative,
sulla base deiquali
èpossibile
la costruzione dialgoritmi
atti a determinare un flusso ottimale.
2. Definizioni fondamentali.
Sia R una rete di
trasporto,
T ==t1, ... , t n J
l’insieme dei nodie tT l’insieme
degli
archi. Sia to il nodo di entrata(sorgente)
e tn il nodo di uscita(pozzo).
Per le altre usuali definizioni relative alle reti di
trasporto
rinviamoall’abbondante letteratura in materia
(cfr. [1], [2]).
Poichèlungo
cia-scun arco
appartenente
ad U il flusso subisce dellevariazioni,
ydistingueremo
un flusso entrante xij da un flusso uscente Yu,legati
tra loro dalla relazione:
ove
kif
è una costantepositiva
associata all’arco che chiame-remo coefficiente di variazione nell’ arco
Si noti che la variazione del flusso
lungo
un arco risulta essere unafunzione lineare del flusso entrante dal nodo iniziale dell’arco.
Il flusso risulta una funzione F da U in R2.
Le usuali definizioni di
capacità superiore
ci; e inferiorebii
relativeall’arco
(ti, tj)
sarannoqui
riferite sempre al flusso entrante Xii.Nella trattazione che segue si supporranno per
semplicità
lebij uguali
a zero : il caso dicapacità
inferiori non nulle è facilmente ricon- ducibile aquesto
come diremopiù
avanti.Diremo ammissibile un flusso ..F tale che per
ogni
arco(ti ,
dellarete il flusso entrante sia compreso tra le
capacità
inferiore e supe- riore :3. Definizione di ottimalità.
Dato un flusso
F,
diremo valore inizialevo(F)
la somma dei flussiuscenti dal nodo iniziale
to,
e ’valorefinale
la somma dei flussi entranti nel nodo finale tn .Tra i diversi flussi ammissibili per una rete di
trasporto,
ha inte-resse la ricerca di
quelli (se esistono)
che rendono massimovn(F) ;.
tra
questi poi
ha interesse individuarequelli
per cui è minimo’Do(F).
Diamo allora le
seguenti
definizioni:Diremo
flusso
massimalequalsiasi
flusso ammissibile .I’ per cui risulti massimo il valore finale del flussovn(.F),
e porremo:Diremo
flusso
ottimalequalsiasi
flusso massimale per cui sia minimo, il valore iniziale del flusso e porremo:Ai fini della determinazione del flusso ottimale non è restrittivo sup- porre che
valga
ilprincipio
di conservazione del flusso in ciascunnodo
in
quanto,
in casocontrario,
basta introdurre un conveniente numerodi nodi ed archi
fittizi,
in modo tale dapoter imputare
le variazioni di flusso unicamenteagli
archi.Pertanto,
d’orainnanzi,
supporremo valido ilprincipio
di conservazione del flusso inogni
nodo.Si noti che
nell’ipotesi
che lecapacità superiori degli
archi sianofinite,
tenuto conto che la rete ditrasporto
èfinita,
sipuò
f acilmente dimostrare che un flusso ottimale certamente esiste.Si consideri ora una catena elementare w individuata dai
nodi,.
nell’ ordine :
tro , tr~ , tr2’
... ,trh’
escludendoesplicitamente
la catena co-stituita dal solo arco di ritorno
(tn, to).
Diremo che w è una catene aumentabile per un flusso ammissibile
quando gli
archi(ti , t; ) (il
cuispigolo supporto appartenga
aw)
sono:1)
non saturisuperiormente (xi;
se orientati nel versoda
t,o
at,h;
2)
non saturi inferiormente(0 Xii)
se orientati nel verso atro .
Si noti che nella definizione data è
implicito
un « orientamento dellacatena,
nel senso chequesta
èpensata
costituita da una succes-sione ordinata di
spigoli (supporto degli archi) congiungenti
i varinodi
da tro
aDefiniremo
poi
valutazione della catena 2v il numero:.dove il
primo prodotto
è relativoagli spigoli supporto
di archi il cuiverso è concorde con l’orientamento della
catena;
il secondoprodotto
è relativo
agli spigoli supporto
di archi il cui verso è discorde con l’orien- tamento della catena.Diremo infine catena massimale una
qualunque
catena elementarecongiungente
il nodo inizialeto
al nodo finale tn .Si consideri ora un ciclo z individuato dai
... , trh , tri (e quindi dagli spigoli (tr,9 t~$), ... , (trh,tr)).
~ ~ ~
Anche in
questo
caso èimplicito
un orientamento del ciclo.Diremo valutazione del ciclo z il numero:
ove il
primo prodotto
è relativoagli spigoli supporto
di archi il cuiverso è concorde con l’orientamento del
ciclo ;
il secondoprodotto
èrelativo
agli spigoli supporto
di archi il cui verso è discorde con l’orien- tamento del ciclo.Si noti che il ciclo ... , che è costituito
dagli
stessispigoli di z,
èperò
orientato in modoopposto
a z epertanto verrà,
in
quanto
segue, considerato distinto da z. Ovviamente la valutazione diquesto
secondo ciclo è ilreciproco
diquella
di z.Diremo ciclo aumentabile per un flusso F un ciclo z tale che siano verificate le condizioni:
1) s(z) > 1 ;
2) gli
archi(ti ,
il cuisupporto appartiene
a z e il cui verso èconcorde con l’orientamento di z sono non saturi
superiormente:
xij cij;
3) gli
archi(ti ,
il cuisupporto appartiene
a z e il cui verso èdiscorde con l’orientamento di z sono non saturi inferiormente: 0 xij.
~4. Teoremi fondamentali sull’ottimalità.
Ai fini della dimostrazione dei teoremi che seguono consideriano
una rete di
trasporto priva
di circuiti. Talesupposizione
non è restrit-tiva in
quanto,
adogni assegnata
rete ditrasporto
.R dotata dicircuiti,
è sempre
possibile
associare una «equivalente
» rete ditrasporto
R’priva
di circuiti.Infatti,
dato unqualunque
circuito individuatodagli
archi... ,
(tsh,
e notando che il nodotRl può
essere considerato siacome nodo iniziale che come nodo finale del circuito
stesso, operiamo
una distinzione tra
questi
due « ruoli » introducendo alposto
delnodo ts ,
due nodi ets +, collegati
fra di loro da un arcotsl+)
avente coefficiente di variazione
uguale
ad uno ecapacità superiore
e inferiore
rispettivamente uguali
a + oo e 0(il
flusso attraversoquesto
arco
corrisponde
al flusso che entrava nelnodo ts1
senza esserepoi
« investito » nel
circuito ) .
Inoltre,
alposto
dell’arcotS2)
introduciamo l’arcoe al
posto
di(tsh, ts)
introduciamo(tsh, infine,
se tra i rimanenti archi di1~,
ne esistono alcuni deltipo (ti,
o(per qualche j),
al
posto
di essi introduciamogli
archi(ti,
oti) rispettivamente.
Tutti
gli
archi introdotti conservano le stesse caratteristiche(coefh-
ciente di
variazione, capacità
inferiore esuperiore)
deicorrispondenti
archi sostituiti.
Ripetendo
ilprocedimento descritto,
perogni
circuito di R si ot- tiene una nuova rete ditrasporto
.R’ che non contiene alcun circuitoe che risulta
perfettamente equivalente
alla rete l~ ai fini della deter- minazione di un flusso ottimale(una
voltaidentificati,
in modoovvio,
i flussi nelle due
reti).
Proviamo ora iseguenti
teoremi:TEOREMA 1. Condizione necessaria
affinchè,
unflusso
sia ottimale è che non esistacno nè catene massimali aumentabili nè cicli aumentabiliper il flusso
stesso.Supponiamo
esista una catena massimale aumentabile o un ciclo aumentabile per un flusso F e facciamo vedere che esso non è ottimale.Distinguiamo
due casi:a)
esiste per F una catena massimale aumentabile. In tal casosi
può
ovviamente aumentare il valore finale del flusso di unaquantità pari
al massimocompatibile
con i vincoli dicapacità (inferiore
e supe-riore)
dei vari archi i cuispigoli supporto
compongono lacatena,
te-nuto conto dei coefficienti
kij. Questo implica
che il flusso F non è mas-simale e
quindi
neppureottimale;
b)
esiste un ciclo aumentabile z individuato dai noditr2’
...In
questa
seconda circostanzadistinguiamo
ulteriormente due alternative:b1 ) (e
allora saràpossibile
trovare un flusso .F" tale cheb2) (e
allora sipotrà
trovare un flusso F’ tale che+ ma
vo(F’) vo(.F) ).
Consideriamo il caso
(bl ).
Gli
spigoli
costituenti il ciclosiano,
nell’ ordine :Se allo
spigolo (trd corrisponde
l’arco(trd
orientato concorde- mente al verso delciclo,
su di esso il flussopuò
essereincrementato;
se invece allo
spigolo (trí corrisponde
l’arco(t~~+1, tr,),
orientatoin senso
opposto
al verso delciclo,
su tale arco il flussopuò
subire unadiminuzione. In
particolare, essendo tn
nodo finale della rete di tra-sporto,
su il flussopotrà aumentare,
mentrepotrà
diminuirequello
su(tn,
Per stabilire l’entità delle
possibili
variazioni di flussosugli archi,
yponiamo
per definizione:Calcoliamo
poi
per ricorrenza lequantità, eri (~~i~3y...y~2013l)
come segue:
1)
se lospigolo
èsupporto
dell’arco si pone:2)
se lospigolo
èsupporto
dell’arco(tr¡, 9
9 si poneinvece:
Si determina infine:
Il valore finale subisce:
1)
un decremento di oves (z)
è la valutazione delciclo ; 2)
un incrementopari
a en , con un aumentocomplessivo
dato da :Ciò contraddice
l’ipotesi
che .F sia ottimale.(;consideriamo ora il caso
b2).
Uno
(almeno) degli
archi i cuispigoli supporto
fannoparte
delciclo deve essere orientato in modo discorde con il verso del ciclo
(altrimenti
il ciclo stesso sarebbe in realtà uncircuito). Inoltre,
per ladefinizione di aumentabilità del
ciclo,
il flusso su tale arco deve esserepositivo.
Sia tale arco: se ne deduce che il
nodo t’h
e attraversato daun flusso non nullo e
pertanto
esiste un cammino da to atrh lungo
ilquale
il flusso è semprepositivo.
Ripetendo
i calcolieseguiti
nel casob1 ),
in modo che siatrh
asvolgere
il ruolo di « nodo finale
>> t n ,
si calcolano lequantità :
... ,e,h_1,
Si nota allora cheprocedendo
a variazioni di flussoanaloghe
aquelle
del caso
b1 ),
si crea in unadisponibilità pari
a,erh(l -1/s(z) )
> 0 sfruttando laquale
èpossibile
diminuire il flussolungo
il cammino da to a e di conseguenza il valore iniziale delflusso,
ottenendolo stesso valore finale.
Anche in
quest’ultimo
caso risulterebbe contraddettal’ipotesi
diottimalità di .F’.
Q.E.D.
Proviamo ora il
seguente:
TEOREMA 2.
sufficiente affinchè
unflusso
F sia ottimale é che non- esistano nè catene nlassimali aumentabili nè cicl i aumentabili per F stesso.Supponiamo
nonottimo;
sia FO un flusso ottimale eproviamo
che
per F
esistono catene massimali o cicli(o
sia catene massimaliche
cicli)
aumentabili.Poichè esisterà almeno un arco che diremo ao, su
cui infatti non
può
essere li’ > FO su tuttigli
archiove i due flussi differiscono altrimenti verrebbe a cadere o l’ottimalità di F° o il
principio
di conservazione nei nodi.Partendo da ao , costruiamo con un processo iterativo una catena orientata:
La costruzione
procede
in duetempi:
~ )
individuatigli
archi a-,, a_i+1, ... , a-1, ao(inizialmente
soloao)
si consideri il nodoiniziale tr
della catena(che
sarà unodegli
estremi*
di a,_i; al
primo
passoti) ;
se tr --to oppure tr
è estremo di unarco della catena diverso da a- la
prima
fase èterminata;
in casocontrario si
allunga
la catenapreponendo
ad un arco a_i-~ che ha.un estremo
in tr
e tale che:se tr è nodo finale di
F(a-i-1) .F’°(a-i-1) ;
se tr è nodo iniziale di ~-,-1,
.F’(ac-i-1 )
>È
evidente che almeno un arco di taletipo
esiste certamente.Si itera il
procedimento: quando
esso si a,rresta si passa alla se- conda fase.2)
Individuata la catena a_k , ... , a° , ... , ac ~(inizialmente quella.
ottenuta con la
prima fase)
se ne considera il nodo finale(che
alprimo
passo è e in
generale
è unodegli
estremi di che diciamo ts . Se o ts è estremo di un arco della catena sinqui costruita,
diverso,dall’arco ai , la costruzione è terminata. In caso contrario si
aggiunge
alla catena un
qualunque
arco ai+1 che soddisfi alleseguenti
condizioni:a)
ha un estremo ints;
b)
se ts è nodo iniziale di ai+~, suc)
se ts è nodo finale per ai+1, siaAnche in
questo
caso è facile provare che almeno un arco di taletipo
esiste certamente.La, catena
ottenuta,
se contiene i verticito
e è evidentementeelementare,
massimale e aumentabile(per costruzione)
per F.In caso contrario contiene un ciclo z
(il
cui orientamento è indotto dall’orientamento dellacatena)
che risulta pure aumentabile per F.Infatti,
se si tratta di una catenamassimale,
basta osservare che sututti
gli
archi concordi con il verso della catena risulta:mentre
sugli
archi(th, tk)
orientati in sensoopposto
risulta :Nel secondo caso, su tutti
gli
archi del ciclo zvalgono
ancora le ultimedue relazioni scritte ed inoltre la valutazione del ciclo è
maggiore
di uno.Infatti,
se la valutazione fosse minore di uno, lo stessociclo,
percorso in sensoopposto,
sarebbe aumentabile per control’ipotesi
che I’asia ottimale
(cfr.
Teor.1).
Possiamo infine escludere che la valutazione siauguale
ad unoperchè, qualora
ciò siverificasse,
lasciando immutatii valori iniziale e finale di
FO,
sarebbepossibile
modificareI’°,
facendolocoincidere con .F su uno
(almeno) degli
archi di z.FO,
cosmodificato
manterrebbe la sua
ottimalità,
e non differirebbepiù
da I’lungo
tutto z.Si
procederebbe
allora alla ricerca di un nuovo insieme di archi sucui .F’ ~
F°,
con la certezza di non ritrovare il cicloprecedente.
Analo-gamente
sipuò
operare per tuttigli
altri eventuali cicli di valutazioneuguale
ad uno.Q.E.D.
5. Costruzione di
algoritmi.
I teoremi 1 e
2,
che danno una condizione necessaria e sufficiente- per l’ottimalità di unflusso, contengono
utili indicazioni per la costru-zione di
algoritmi
risolutivi.Si tratta in
sostanza,
costruito un flussoI’,
di controllare se per I’ :a)
esistono catene massimali aumentabili(e,
in casoaffermativo, saturarle ) ;
b)
esistono cicli aumentabili(e,
in casoaffermativo,
aumentareil flusso
in tn
o diminuirlo dato).
Iterando tali
operazioni
di saturazione e variazione diflusso,
siperviene
in un numero finito dipassi
al flusso ottimale F°.Esporremo
ora,
appunto,
unalgoritmo
risolutivo ditipo
iterativo: esso consta.di una
prima fase,
in cui si determina un flusso ammissibile per ilquale
non ci sono catene aumentabili
(adoperando
unalgoritmo
di Ford-Fulkerson
modificato) ;
di una seconda fase in cui si verifica se esistono cicli aumentabili(e,
in casoaffermativo,
siprocede
a modificare il flusso fino a determinarne unoottimale).
a)
Primafase.
Il sistema di etichettaturadell’algoritmo
Ford-Fulkerson va modificato per tener conto dei coefficienti di variazione
kii
che rendono diverso il flusso uscente da un arcorispetto
aquello
entrante.
Poichè l’obiettivo è la determinazione di un flusso F che porga il massimo valore
wn(F)
e, aparità
diquesto,
tale che sia minimo’Oo(F),.
è
preferibile procedere
alla etichettatura iniziandoda tn (etichettata
(O
-, +00)).
Per
gli
altrinodi,
se siconsidera tj
successore diti ,
e ti ègià
etichet-tato, ti
verrà etichettato(í -F,
dove ei, che hasignificato analogo
-a
quello
relativoall’algoritmo
diFord-Fulkerson,
è dato da:,essendo,
comegià definito, kij
il coefficiente di variazione sull’arco(t i, 9 ti)
e xij il flusso relativo.Se si considera invece ti antecedente di
t; , (e ti
ègià
stato etichet-tato),
l’etichetta di ti è( j -,
ove:,Come nel caso
classico, l’agoritmo
diFord-Fulkerson,
appenadescritto,
si arresta
quando
risulta saturata una sezione. Non si trattaperò
nel nostro caso,
necessariamente,
di una sezione a «capacità minima », .anzi, quest’ultimo
concettoperde ogni importanza
a causa della nonconservatività del flusso.
Tuttavia,
individuata che sia una sezionesaturata,
ègarantita
pure l’assenza di catene aumentabili(massimali)
per il flusso.In virtù dei teoremi 1 e 2 si tratta ora di cercare eventuali cicli .aumentabili per il flusso I’. Si passa alla
b)
Secondaf ase.
La determinazione di eventuali cicli z, aumenta- bili per F è riconducibile alla ricerca dei circuiti a valutazionepositiva
in un
opportuno grafo
L -L(F).
L è cos definito:
1)
l’insieme dei nodi è T(stesso
insieme di nodi della reteR) ; 2)
perogni coppia
ordinata di nodi(ti , tj),
esiste il relativo arco~(eventualmente
uncappio).
’
La v alutazione su L
(funzione
del flusso.~’)
è cos definita:1 )
se l’arco non è saturato nè inferiormente nè su-periormente,
all’arco si associa valutazionelog k,; ;
all’arcosi associa invece
valutazione -log kii;
2)
se l’arco è saturatosuperiormente,
a siassocia valutazione - oo; a
(t; , ti)
E L.si associa valutazione -log 3)
se l’arco è saturatoinferiormente,
a si.associa valutazione a si associa valutazione - oo;
4)
aicappi
di .L si associa valutazione0 ;
5)
a tutti i restanti archi di L si associa valutazione - 00.La valutazione di un cammino o di un circuito di L è la somma delle valutazioni
degli
archi che li compongono.È
appena il caso di notare che tra la valutazione s di una catenao ciclo aumentabili di R e la
valutazione q
del cammino o circuito cor-rispondenti
in .~ corre la relazione:La esistenza di un ciclo
(di R)
aumentabile per Fequivale
allora aquella
di un circuito di L di valutazionepositiva.
La ricerca diquest’ultimo può
essere condotta con uno dei vari metodi noti in let- teratura(cfr. [3], [4], [5]).
Sia ora z un ciclo aumentabile per
.I’,
individuato dai nodiIl flusso
(cfr.
Teorema2)
va allora modificato.Se
adoperando
le stesse notazioni del teorema2, detta Sia
la valutazione
(in 1~)
della catena individuata dai noditn,
allora:
1)
se(ir~_i , tr; ) E R,
il flusso(su quest’ arco )
aumenta di en.2)
se(tri’ e R,
su tale arco il flusso diminuisce diSe si
può
individuare una catena aumentabile da un nodo del ciclo al nodotn,
o, mancandoquesta,
un cammino(con
flussoposi- tivo)
dato a
un nodo del ciclo. I metodi di ricerca di circuiti a valuta- zionepositiva danno,
disolito,
comesottoprodotto,
indicazioni in merito.Alternativamente si
può
ricorrere ancoraall’ algoritmo
di Ford-Fulkerson a ritroso da tn : se si
perviene
a un nodo delciclo,
la catenada
questi
a tn ètrovata ;
in caso contrario una catena del genere nonesiste,
e allora siprocede, partendo
da un nodoqualsiasi
di z alla ricerca di un nodo « antenato » e si itera dall’ultimo antenato trovato sino ad arrivare ato (questa procedura porgerà, evidentemente,
un camminoda
to
sino alciclo).
Il flusso viene
poi
modificato in accordo con i soliti vincoli di ca-pacità,
tenendo sempre conto dei coefficienti di variazionekij.
Le
espressioni
delle variazioni diflusso,
con incremento di vn odiminuzione di wo , a seconda dei
casi, analoghe
aquelle già esposte
inquesto paragrafo
e nei teoremi 1 e2,
sono facilmentericavabili,
epertanto
riteniamo di non doverci ulteriormente soffermare sulle stesse.6. Osservazione finale.
L’algoritmo precedentemente
descritto vale nelleipotesi
che:1)
in R non esistanocircuiti;
2)
lecapacità
inferioridegli
archi sianouguali
a zero.Sorge spontanea
la domanda sel’algoritmo
descritto sia ancoravalido nel caso
generale (eventualmente
conqualche modifica).
Larisposta
èafferrnativa, purchè
venganoaggiunti all’algoritmo
alcunicontrolli.
Anzitutto,
se lecapacità
inferiori sono nonnulle, potrebbe
non esi-stere un flusso ammissibile e
quindi
non avrebbe neppure senso cer-care un flusso ottimale.
Ammesso invece che esista un flusso
ottimale,
le modifiche da ap-portare
allaprima
fasedell’algoritmo
sonopiuttosto ovvie;
perquanto riguarda
la secondafase,
è il caso di osservareche,
se esiste un cicloaumentabile,
certamentel’algoritmo
losegnala,
tuttavia lamaggiore
«
disponibilità »
che si viene a creare nel ciclopuò
non esseresfruttabile,
nel senso che possono non esistere nè catene aumentabili da un nodo del ciclo a
tn,
nè catene « diminuibili »(il significato
diquesto
termineè facilmente
intuibile)
da un nodo del cicloa to :
inogni
modo la ricercadi tali catene « diIninuibili »
può
essereeseguita
con un metodo diFord-Fulkerson ulteriormente
modificato,
apartire
dato
fino a rag-giungere
un nodo delciclo,
ovepossibile.
La stessa cosa
può
succedere in presenza di circuiti di valutazione(in ~R) maggiore
di uno: si crea cioè unapotenziale maggiore disponi-
bilità nel circuito che non
può però
essere sfruttata nè « in avanti » nè « all’indietro ».Pertanto,
sui circuiti di Lsegnalati dall’algoritmo
vaoperato
un successivo controllo per stabilire se icorrispondenti
cicli di R siano dei cicli aumentabili che risultano concretamente sfruttabili oppure no.Abbiamo preferito
non insistere suidettagli
della descrizione diun
algoritmo generale
la cui validità siagarantita
in tutti icasi,
e la-sciare invece al lettore la
possibilità
di adattare di volta in voltal’algo-
ritmo
qui
descritto in modo dapoter
sfruttare nel modopiù
eincientetutte le informazioni o
aspetti peculiari
che ciascunproblema
concretocomporta.
BIBLIOGRAFIA
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Algèbre
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Dunod, Paris, 1969-1970.[2] FORD - FULKERSON, Flow and networks, Princeton Univ. Press, 1962.
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Math., 1958.Manoscritto pervenuto in redazione il 25 ottobre 1978 e in forma de- finitiva il 7 febbraio 1979.