原文出处：
http://lincccc.blogspot.tw/2011/03/cuda-cuts-fast-graph-cuts-on-gpu_03.html
现在需要代理才能访问，所以就转载了。
[论文笔记] CUDA Cuts: Fast Graph Cuts on the GPU
Paper：V. Vineet, P. J. Narayanan. CUDA cuts: Fast graph cuts on the GPU. In Proc. CVPR Workshop, 2008.
问题概述：Graph cut是一种十分有用和流行的能量优化算法，在计算机视觉领域普遍应用于前背景分割（Image segmentation）、立体视觉（stereo vision）、抠图（Image matting）等。但在获得不错效果的同时，Max-flow / Min-cost问题求解的时间代价却很大。本文作者称其所知最佳的Graph cut实现求解一张640×480的图至少需100毫秒（平均数据会差得多），无法满足实时应用的需求。但事实上，Max-flow求解中经典的Push-relabel算法在流的计算和维护上只与局部相关，具有潜在的可并行性，适于GPU加速。因此，作者实现了push-relabel算法的GPU版。作者称其算法于一张640×480的图平均每秒可以求解150次Graph cut（Nvidia 8800 GTX），也就是约6.7毫秒速，是传统CPU算法约30-40倍速。作者还提供源码的下载，点我。
代码在这个大学网站的资源里面：
（上述代码链接失效了，有大牛找到一份，我上传到csdn了：http://download.csdn.net/download/haihong84/3481581）
Definition & Notation：
对于一个图 G = (V, E) ，其中 V 为节点集合，包括源点 s 和终点 t （也可以定义多个端点，其可以优化为双顶点图）、以及其他诸多中间节点集合 V’ ，E 为连接这些节点的边，每条边附有容量 c(u, v) 代表节点 u 通过这条边流向节点 v 所能承受的最大流量，在具体应用中边的容量通常等价于其能量值。Graph cut的目的在于找到图的Min-cut，Cut将 V’ 分割为两个部分，去掉这些边将使舍得图中的任意一个节点只与 s 或 t 相连通（如下图），而Min-cut是所有cut中边的能量值总和最小的一个。
算法上要直接找Min-cut是十分困难的，通常要将问题转化为与之等价的Max-flow问题（理论推导点我）。Graph cut具体应用的性能关键在于能量函数的定义，用于计算机视觉中的一种常见能量函数定义如下：
Dp 定义数据能量，Vp, q 定义平滑度能量，N 定义相邻关系，fp 为像素 p 的标签（属于 s 或 t ）。
经典Push-relabel算法：
求解Max-flow有两种经典的算法：Ford-Fulkerson和Push-relabel算法。Ford-Fulkerson算法的大意是在图中不断寻找 s 和 t 之间可用路径，记入总流量，并维护一张残余网络（Residual graph），直到再也找不到可用路径为止，此时的总流量就是Max-flow（具体算法点我）。Ford-Fulkerson算法的串行性很大，因为可用路径的查找是全局性的，这是GPU所不擅长的。
Push-relabel算法，相对的，具有很强的局部性和可并行性，在每一个子操作中指关心节点及其相邻节点。Push-relabel的基本思路是将尽可能多的流量从 s 推向 t ，但是当 t 已经无法再接受更多的流量时，这些流量将会被反推回 s，最终达到平衡（和Ford-Fulkerson算法一样，再也找不到 s 到 t 的可用路径）。算法过程中的“流”称为Preflow（先流），它并不像Ford-Fulkerson算法过程中的流一样总是持续升高直至Max-flow，而是初始预测一个值，在不断趋近于Max-flow，过程中可能出现回流的现象。Preflow对每一个节点满足 e(u) = in(u) – out(u)，且 e(u) ≥ 0。当 e(u) > 0 时，节点 u 溢出（overflowing）。溢出的节点需要将多余的流量Push向其相邻的节点，即Push操作。当一条从 s 到 t 的路径上所有的节点都不溢出时，此路径上的Preflow就变成真正的Flow了。
Push-relabel算法和Ford-Fulkerson算法一样都会维护一张残余网络。对于图中的每一个节点 u，若在残余网络中存在 e(u, v)，则 h(u) ≤ h(v) + 1。Push操作只能在 h(u) ＞ h(v) ，u 节点溢出且 e(u, v) 残留容量时进行；而当 u 节点溢出，且与之相邻所有残留边节点的 h(v) ≥ h(u) 时，只能进行Label操作，增加节点 u 的高度，即 h(u) += 1。在初始化时，h(s) = n，t 及其他所有节点的高度均为 0；从 s 出发的所有边初始化 f(e) = c(e)，其余边 f(e) =0。Push-relabel算法将不断重复Push和Label操作，直至任意操作都无法进行。
（更详细的算法步骤推荐查阅Tutorial，点我）
比较形象点，Push-relabel是泛滥的洪水，奔腾向前，堵了就倒流；Ford-Fulkerson则是很温吞的做法，先找个人探路，回来报告能流多少水就开闸放多少。
Push-relabel算法的GPU版：
存储和线程结构：
Grid拥有和输入图片一样的维度，并被分为若干个Block，每个Block的维度为 B×B。每个线程对应一个节点（像素），即每个Block对应 B×B 个节点、需要访问 (B+2)×(B+2) 个节点的数据。每个节点包含以下数据：溢出量 e(u)，高度 h(u)，活跃状态 flag(u) 以及与其相邻节点间的边的容量。活跃状态共3种：Active，e(u) ＞ 0 且 h(u) = h(v) + 1；Passive，e(u) ＞ 0 且 h(u) ≠ h(v) + 1，这种状态在Relabel后可能变成Active；Inactive，没有溢出且没有相邻残留边，
这些数据存储在全局或设备内存中，被所有线程共享。
（GPU架构及Cuda指南参考NVidia相关手册，点我）
本文作者通过4个Kernel实现GPU版Push-relabel算法：
1) Push Kernel (node u)：
| ■ | 将 h(u) 和 e(u) 从全局内存读入到Block共享内存中（使用共享内存是因为一些数据会被相邻线程共享，这种读入方式相对单独的读入更节省时间）； |
| ■ | 同步线程（使用共享内存都需要做这一步，为了保证所有内存都被完全读入了）； |
| ■ | 将 e(u) 按照Push规则推向相邻节点（不大于边的剩余容量，且 h(u) ≥ h(v) ）； |
| ■ | 将以上Preflow记入一个特殊的全局数组 F。 |
之所以记入 F，而不直接写入相邻节点，是因为在并行Push操作时，一个节点的溢出值同时受到多个相邻节点的影响，如果直接写入，可能造成数据的不一致性（Read-after-write data consistency）。因此，作者将原来的Push操作分成了Push和Pull两个Kernel执行（另一种选择是在同一个Kernel中分两部分执行，之间进行一次同步，但是对于Block边缘的节点，这种同步需要等待其他Block的线程，这种Block间的同步并不被所有GPU支持）。
2) Pull Kernel (node u)：
| ■ | 读入 F 中推向 u 的Preflow； |
| ■ | 累加所有新的Preflow，得到最终的溢出值，记入 e(u) 到全局内存。 |
3) Local Relabel Kernal (node u)：
按照经典Push-relabel算法中的Relabel操作，局部地调整节点的高度
| ■ | 将 h(u) 和 flag(u) 从全局内存读入到Block共享内存中； |
| ■ | 同步线程； |
| ■ | 计算 u 相邻 active / passive 节点的最小高度； |
| ■ | 该最小高度+1，作为新高度写入 h(u) 到全局内存。 |
4) Global Relabel Kernal：
从终点 t 开始，按照广度优先策略，遍历所有节点，更新其高度至正确的距离（节点的高度总是其与终点距离的下限）。迭代次数 k 被记录与全局内存中。
| ■ | 如果 k == 1，所有与 t 相邻且有残留边的节点高度被设为 1； |
| ■ | 所有未被设置的节点检查其相邻节点，若其相邻节点的高度为 k，则设置该节点高度为 k+1； |
| ■ | 更新高度值到全局内存。 |
算法总体流程：
a. 计算能量矩阵 → b. Push+Pull Kernel循环 → c. Local Relabel Kernel循环 → d. Global Relabel Kernel循环 → e. 重复b到d至收敛（没有可进行的Push和Relabel操作）
作者还基于GPU实现了Dynamic graph cut，应用于连续细微变化的Graph cut，通过对前一帧的简单修改形成新图，重用其他数据，加速Max-flow的求解。作者的实验数据称GPU实现可以提速70-100倍。不过具体应用具体分析，提速肯定是有的，多少未知，要待我实现过试验过。据说这个印度人提供的代码Bug颇多，虽然不太信，但还是先做了要重新实现的准备。末了，吐个槽，这论文贡献不大，确实只是发Workshop的水平。