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  Yefim Dinitz在Adel'son-Vel'sky(AVL樹的發明者之一)的演算法課的課前活動上發明了這個演算法。當時他不知道關於Ford–Fulkerson演算法的基本事實。  Dinitz在1969年一月向他人公佈了他發明的演算法,又在1970年將其釋出在"Doklady Akademii nauk SSSR雜誌"上。 在1974年,Shimon Even和(他之後的博士學生)Alon Itai在海法的以色列理工學院對Dinitz的演算法以及Alexander Karzanov的阻塞流的想法很感興趣。但是雜誌上的文章每篇的篇幅被限制在四頁以內,很多細節都被忽略,這導致他們很難根據文章還原出演算法。但他們沒有放棄,在後三天不斷地努力,設法瞭解這兩個檔案中的分層網路的維護問題。 在接下來的幾年,Even由於在講學中將Dinitz念為Dinic,導致Dinic演算法反而成為了它的名稱。 Even和Itai也將演算法與BFS和DFS結合起來,形成了當前版本的演算法。  在Ford–Fulkerson演算法被髮明之後的約十年之內,是否有演算法能在多項式複雜度之內處理無理數邊權是未知的。這造成缺乏任何已知的多項式複雜度演算法解決最大流問題。 Dinitz演算法和Edmonds–Karp演算法在1972年釋出,證明在Ford–Fulkerson演算法中,如果每次總選擇最短的一條增廣路,路徑長度將單調增加,且演算法總能終止。

  設formula_3為一個每條邊的容量為formula_4,流為formula_5的網路。

  Dinic演算法

  可以證明每輪演算法中找到的阻塞流的邊數至少增加1,因此整個網路中最多有formula_44條阻塞流, formula_45為網路中頂點的數量。高度標號formula_37可以在formula_47的時間複雜度內用BFS構建,一條阻塞流可以在formula_48的複雜度內構建。因此,演算法的時間複雜度為formula_1.  使用一種叫做動態樹的資料結構,找到阻塞流的時間複雜度可以降到formula_50,此時Dinic演算法的複雜度可以降到formula_51.

  在具有單位容量的網路中,Dinic演算法可以在更短的時間內輸出結果。每條阻塞流可以在formula_47的時間內構建,並且階段(phases)的數量不超過formula_53或formula_54。此時演算法的複雜度為formula_55。  在二分圖匹配問題的網路中,階段的數量不超過formula_56,演算法的時間複雜度不超過formula_57。這種演算法又被叫做Hopcroft-Karp演算法。更普遍的情況是,這種複雜度對"unit網路" — 網路中的頂點要麼與源點相連,要麼與匯點相連,要麼是一個頂點的單一外向邊,並且所有的容量限制都是整數。
Dinic演算法(又稱Dinitz演算法)是一個在網路流中計算最大流的強多項式複雜度的演算法,設想由以色列(前蘇聯)的電腦科學家Yefim (Chaim) A. Dinitz在1970年提出。 演算法 formula_1 的時間複雜度類似於Edmonds–Karp演算法,其時間複雜度為 formula_2,Dinic演算法與Edmonds–Karp演算法的不同之處在於它每輪演算法都選擇最短的可行路徑進行增廣。Dinic演算法中採用"高度標號(level graph)"以及"阻塞流(blocking flow)"實現其效能。