（私は単語の色でマークされている場合は...ここで直接コピーされてしまっ標準ではありません）
エッジの数を注
初期化
条件の各1を手放すことはできません （... EMM ...山東省のタイトルレースで19年のこの文ので、水を長時間..私は端縁薄暗い中で考えていること）を達成する方法を検討します
2 - 座っ：
https://www.cnblogs.com/WTSRUVF/p/9791282.html
この中
他には、青色のLRJ詳細を参照するために本を書いていません
二部グラフ：
普通の試合 Dinic
加重二部グラフ KM
書き込む前に、私たちが聞いて、何を使用するのかを決定しなければなりません。
染色法：
2つのチームに分かれている場合
お互いを知っている各チームはそのよう ではないその後、染色された二つの側面を建てた人知っています
だから、人の各チームがお互い知らないことを 二人は、建設側を知っているし、その後着色
図奇数二連リングが存在しない場合、 それが奇数の環を染色することによって判断することができます
画像は、エッジの数に分割し、その二部サブグラフ > = M / 2 より一層、それは、この前に、白、黒であり、それはいくつかの一つに分類される染色決定する時。
最大マッチング：二部の最大マッチングを設定するグラフのエッジの数。
最小頂点カバー：最小点と、各エッジとなるように、前記少なくとも1つの点が関連付けられている; = 最大マッチング
最小エッジ被覆：いくつかの独立経路は、単純な被覆として非循環有向グラフを全ての頂点（DAG）G;および（本質的最長経路を有することが必要） = 頂点の数- 最大一致
最大独立集合：N点図は、 Mこの点を作るないエッジ点、任意の2つの間のMの最大値、M、G点を選択していません。 = 頂点の数- 最大のマッチ
ネットワークフロー：
落ち着い染色する前に、黒と白の市松模様のモデルを参照してください！！！
フロー制御のコストと最短時間を達成するために
最小割：
フルフローは削除するエッジの側です
最小カットがある値の最小損失
取るように指定点に対して、それが元である || のシンク値の右側INF 、非完全な流れを表し、削除することができません
連結点について、二点エッジの重みは、それらの関係の重みであります
総重量の増加と - Dinic（）が答えです
図最小に全く切断しません
事前定義された状態の建設側
分類建て方
スケジュールによると、期間はサイドを建て
費用流 分割制御トラフィック容量の コスト差
マッチング部グラフ複数最適 Dinicを
複数の二部グラフの最大マッチング コスト最大流量
最小重量をカバーリング
リングの最小重量ハミルトニアン回路であり、環式、カバー リングに最小と側面を求めて 、すなわち、ノード[i]は.C ==及びKMまたはspfa 0の最小値を
グラフは無向されている場合 、[I] [J] = W覚え W [j]は[I] =分（W [i]は[J]、TMP）。
被覆されたエッジの最小セット（道路上の各点でのみばらばら）
設定最小側が見つけ、有向非巡回グラフで覆われ max_flow、DinicまたはハンガリーHKを有する非環式グラフの、すなわち数- Nを
最大重量部分グラフを閉じました
有向グラフ、各点少し右には、ポイント右が正または負であり得ます。エッジ有向いずれかのために私とJは、ポイントを選択し、私はポイントを選択する必要がJを、あなたは、このような結果の最大重量ことをいくつかのポイントを選択する必要があります。
利益は、左 、右に費やします
そして、すべての利益 -最大流量がその答えです
出力オプション：
左のポイントであれば、私のは、[I] D！= 0の場合、選択したi
右のポイント場合 jがあるD [j]が！= 0は、その後jが選択されています
最大濃度部分グラフ
Sを構築するため、右の各側縁に1
各エッジ INF Uの側面及びvの値は、右構築され
各点トン半ば建て右端の値
ハーフ中旬
一方、（R - L>（1.0 / N / N））
{
二重半ば=（R + L）/（ダブル）2。
（半ば）を構築します。
IF（和 - Dinic（）> EPS）L =ミッド。
他のR =ミッド;
}
出力ポイント
空f_dfs（U int型）
{
以下のために（int型I =ヘッド[U]; I = -1;！私= NEX [I]）
{
int型のV =ノード[i]は.V。
（もし！VIS [V] &&ノード[i]は.C> EPS）
{
ビュー[V] = 1、f_dfs（V）。
IF（V - M> = 1 && V - M <= N）ANS ++。
}
}
}
そして、 出力 1〜n個の点をマーク
S -トンの計画の最大の流れ
（...少し前何百度も忘れてしまった。この数字は時間を見ているのです...この紙に代表チームを参照してください）
オリジナルさえST間のエッジ
どちらであるのためにSの*トンの*
オープンスペースの縁部との間に建てられました
実行 spfaを
図通信
1 図に内蔵された、 2 集、ポイント [3 、統計度]
出会いは尋ねたかどうか uがVまで可能漢など に直接接続されているグラフに
連結グラフ内の任意の2つの点が相互に到達することができるので
次に、図両側間の各通信は、それは、最大で、非循環有向グラフである場合であっても
ビスポイント通信コンポーネント
パスポイントは、任意の2つの辺が同じ単純なループであり、重複しない（ループのない、非エッジ重み）、無内部切断トップ
連結成分縁ビス
ユニーク路側、各側は、少なくとも単純なループでは、全てのエッジは内部架橋されないが
凝縮点強連結成分を 要求することができません最大ループを向けません
結合 Dinicの最小パスカバー（ばらばら）いくつかを請います
リングはコミュニケーションの最も基本的な構成要素であります
ツリー図の通信におけるエッジの最小数は、二重図なる追加することができます。
結論：エッジの数の追加 =（ノードの中程度の木を1 + 1）/ 2
最短
2間のデータの最短量
LCA + spfa
。1 、Lの CA のDFSの（すべての非ツリーエッジが最大セーブの加工点でのDFS Vの場合は時間、VはそうトラバースされたU 及びVは、ツリーの非点側です）
2 の点横切る全ての非ツリーエッジspfaを取得するすべての点の最短DIS [I] [J]（配列添え字のポイントとの最初の次元の非ツリーエッジ （）空間を減らします）
3 、各クエリの（非ツリーエッジの有無の設定点は、[MAXN] int型であり、そこANS A）
INT X = LCA（U、V）。
LLのRES =のDEP [U] + DEP [V] - 2 * DEP [X]。
以下のために（int型I = 1; I <= ANS;私は++）
{
なし=分（何がD [i]が[U] + D [i]は[V]）。
}
printf（「％d個の\ n」、RES）。
1、最も一般的な短絡（双方向 建設側逆）
図2に示すように、ループ （正ループ 負環）（ DFSトークンリング）（溶液：決意IF（ANS ++ [EV]> N-）復帰後チームにspfa 1; ）
図3に示すように、階層型ネットワーク （溶液：層状ため、そうポイントに抽象化の層、現在の層と層の各ポイント接続、 層の間のその後の接続）
図4に示すように、差動制約 （SPFA直接実行します）
最大値を選択する： 不等式のため のx [i]は- X [J ] <= [k]は、 ノードjとjの確立I - > iが最も短絡するため、エッジ有向
最小化： 不等式について X [i]は- X [J ]> [K] = iがノードjの確立及びjは- >私はエッジに向け、最長パスを見つけます
図何もない場合は、そのときspfa始まり、キューにすべてのノードは、次のコード
最大または最小要件を求めているかどうか 書かれています
以下のために（INT i = 1 ; iが<= N ; iは++します）
{
Q.push（I）;
D [I] = 0;
[I] = 1図です。
}
以下の下限ことに注意してください他の受動最短でも書かれています
黙示条件の間、一般的に二つの隣接点であることに注意してください
i 和 i + 1
各点の範囲がある場合 、ソースのセットポイントを N + 1
ZOJ 4028 、例えば
L <= [I] <= R
则 L <= [I] - [N - 1] <= R
負のリングがある場合には何の解決策がされて
いない最短必要はありません
DIST []（第1の負のリングがあるかどうかを決定し、次いで最短すなわち次いで任意溶液とは更新されない正の解を出力するか否かを判断するかどうかを判断します
もし（spfa（））
printf（ "ノーソリューション\ nを"）;
他の場合（D [N] == INF）
printf（ "すべてのソリューションの\ nを"）;
他
printf（ "％d個の\ n"、D [N]）。
以下のような関係、一般的には、2つの未知の変数、見つけなければならない差分不等式制約を行い、この区間を求めhdu1384する要素と一致している、我々は合計に変換することができます（a）の回答セットに一致するように0の範囲を表し、要素
次いで、和（B） - SUM（ - 1）> = W 又は<= SUM Wが（a）のではなく、SUM（B）は、それぞれ、AおよびBは十分であろう
よう HDU 3666は、不平等の製品がそのログのログを考えている必要があり（a）および（b）はそれぞれ、行と列で表すことができるログ
6、推移閉包（関連送信 フロイドとします）
図7に示すように、最大値が最小化されます
IF（D [EV]> MAX（D [x]は、ED））
{
D [EV] = MAX（D [x]は、ED）。
もし（あなたの[EN]）
{
Q.push（EV）。
VIS [EV] = 1。
}
}
最小値最大化
IF（D [EV] <分（D [x]は、ED））
{
D [家] =分（D [x]は、ED）。
もし（あなたの[EN]）
{
Q.push（EV）。
VIS [EV] = 1。
}
}
8 、層状最短経路（ダイクストラ）
最小スパニングツリー
ステップ：
最初のノード預金側
昇順での重量（出力辞書式に順序付けた場合 に重量場合、等しい Uの行は、uがまた同じプレスであるVの列）
各エッジばらばら-セットを選択
同时res += Node[i].w;
二点間の最短経路の最大値である最小化するために多くの時間を求め 、最小スパニングツリーボトルネック