上下界网络流，就是每条边既有流量上界也有流量下界的网络流。分为无源汇上下界可行流、有源汇上下界最大流、有源汇上下界最小流三种。
我们回顾网络流模型的两个关键要素：流量守恒和容量限制。流量守恒是除了源点和汇点之外点的总流量均为 \(0\) 的限制，而容量限制则是对每条边加了一个限制：不仅要小于一个 \(c_上\)，还要大于一个 \(c_下\)。
想象之前学的最大流模型都是有源点汇点，并且求的最大流是源点流出的流量最大值。没有源点和汇点的时候，每个点流量都为 \(0\)。没有下界的时候图可以静如死水，也就没有什么最大流一说了。加了下界之后，网络流这张图不可以静如死水，可能必须要动起来了。这时候我们就遇到了一个问题，需要求出一个可行流。
例如这样，用 \([c_{下},c_上]\) 表示上下界，红色标注是一个可行流。
加上源点汇点之后，我们同样有求最大流环节；并且由于加上了上下界，我们还有求最小流环节。
例如这张图，最大流和最小流分别为如下两张图：
接下来我们具体讨论这三种问题怎么解决。
无源汇上下界网络流
上下界网络流是没法维护的，我们基本的想法是要把它转化为只有上界。考虑对于一条边，我们把流量和容量都减去 \(c_下\)，然后最后还原的时候复原。
这样做会有一个什么错误呢？容量限制依然满足，但是流量不守恒了！这是因为，每个点删掉的出边和入边下界和之差不一定是 \(0\)。假设所有入边下界之和为 \(c_入\)，出边下界之和为 \(c_出\)。原流量为 \(0\) 的点如今流量（流出-流入）为 \(c_入 - c_出\)。
这怎么办？我们其实可以考虑建立一个虚拟的源点，补充消失的流量。也就是说，要求 \(s\) 对该点有 \(c_入 - c_出\) 的流量。如果是负数，要求该点对 \(t\) 有 \(c_出 - c_入\) 的流量。
怎么处理新加流量？其实直接加为容量求最大流就好了，并且要求这个最大流必须满流。也就是说，\(s\) 连出去的每一条边都必须满流，\(t\) 连进来的每一条边都必须满流。这两个一定同时达到，因为 \(\sum \limits_{i} c_入 - c_出 = 0\)。
考虑该做法的正确性：对于新图 \(G'\)（唯一确定）和新图的一个最大流 \(f'\)，对最大流只取出中间部分，每条边加上原有的下界，依然保持容量限制和流量守恒。
另外，原图的每一个可行流和新图的每一个最大流一一对应。这个不证明了。
有源汇上下界最大最小流
考虑存在源点和汇点的情况。这种情况下，我们先建一条 \(t \rightarrow s\)，容量为 \(+\inf\)。然后变成无源汇上下界可行流，先求出一个可行流再说。然后直接在这个可行流上抓出原图，在残量网络上直接跑 \(s \rightarrow t\) 或者 \(t \rightarrow s\) 的最大流（取决于题目问的是最大还是最小流）。
这个为什么是对的？考虑增广路定理：对于原图 \(G\) 的一个流 \(f\)，如果原图上不存在增广路，那么 \(f\) 是最大流。
那么这张图里呢？求出的流 \(f\) 是新图里的，甚至不是原图的可行流。（\(S,T\) 流量不守恒）但是我们把新图里的任意一个在 \(f\) 上寻找若干条 \(s \rightarrow t\) 的增广路得到的图中 \(t \rightarrow s\) 的那条新增边上的流量 \(f'\) 减去 \(f\)，得到的是一个 \(s \rightarrow t\) 的可行流。为什么呢？
证明：首先 \(S,T\) 满流，因此减掉之后 \(S,T\) 流量不仅守恒，而且不存在流量。这样图的范围就缩减为原图的了。接着看每条边的流量。显然是增广路上的流量，所以是可行的。然后 \(s,t\) 两个点如果看成之前的无源汇，那么 \(t \rightarrow s\) 减去增广路上的对应流量即可，还是一个无源汇可行流。如果看成原图上的有源汇，那么是正常的退流/加流操作。
由于 \(|f|\) 固定，所以只需要找到一个最大的新增边上的流量 \(|f'|\) 即可。（关键边思想）
这里来一张求最小流的图，看的比较清楚。
原图：
新图：
找到的一个满流：
dinic的结果：
最小流：
