A.奇妙なゲーム
トレリスダイアグラムネットワークストリームに対応するには、多くの場合、黒と白染め、当然のことながら、四色は奇妙な何かを染色します。
建設計画は難しいことではありませんが、2つの点が良いアイデアです。
ポイント二部グラフ、二部グラフの点と白色点の右側の一部として、$ X $黒点の左部分をテストに答えるためにどのように考えてみましょう。
それが直接のフローチャート上で実行して構築することができ、隣接する黒と白のドット$ 1 + $のセットに一つの操作対応は、終了されるだろう。
ノートは、しかし、明らか場合にのみ黒丸=白点の数は、答えは単調です。
ブラックドット数が白色点に等しくないためしかし、答えだけであれば、単一のポイントをチェックとして、固定値であってもよいです。
B.兵士が占有しました
ランク間の図関係の構築のために、ランクが別々にもランクをランク付けエッジの交点を示し、二部グラフの両側に配置されてもよいです。
質問は、少なくともに制限されて、それが下の解決に最小実現可能なフローの拘束のために使用することができます。
タイトルは、よりよい解決策は、少なくとも置いまでの変換を配置することで、上側の条項の拘束を使用していません
すなわち、直接の最大流量を制限するために使用することができる削除処理を考慮する点です。
C.緊急避難避難
共通ルーチン、元のグラフのノードは異なる状態に分割するように思われます。
この問題では、各時点解体のために発現させることができ、その後、直接うまく側を構築することができます。
この問題は、答えの大きさの半分答え、別の良い戦い（そしておそらくも速い）アプローチによって決定することができる残留ネットワークアド/プラス側に直接です。
D.オオカミはウサギを捕まえました
最小カットがあまりにもすることができます。
もちろん、正の解は、図デュアル回転の平面図であり、
各ブロックは、双対グラフにおけるカットポイントの平面図とみなされ、
ブロックエッジ、2つのブロックの分流のすなわち右側の縁との間に構築されました。
この事はうまく十分に描く絵、（特に双方向のトラフィックと同じ側）を理解します。
E.カットケーキ
ポイントは解決するために連結されているので、同じランクには、ポイントを選択する必要があります。
制限隣接する二つの点$ D $を超えない距離です。
$ $ INFエッジ$（a、b）は$役割$ S-> $または$ B-> T $ Aでなければならないカットを考えてみましょう。
そう$からコピー$ $ I $、最初の$ $ $ J KD INF $ $ $をK、$各点（すなわち、隣接）$（i、j）を限定するためにもコピー側面だけで罰金。
F.図エイト
そのため許さ$ O（N ^ 3）$の複雑さ、
単調ポインタは各区間に対応する最大の長さを維持し、
その後、私は、ネットワークフローアプローチの偉大な神を$統計を見て良いDP間隔$見つけます。
G.の最大の利益
復帰に対応し、2点を選択します。
最も単純な最大量のサブグラフが閉じみなします。
収入の数は、ずっと各収入のための新しいポイント、うまく$側面INFさらにいくつかの$されていないため。
H.の幸福
または最大重み部分グラフのタイトルは閉じますが、別の選択肢に対応する両側に。
収入の数は、ずっと各収入のための新しいポイント、うまく$側面INFさらにいくつかの$されていないため。
I.の採用のスタッフが雇わ
または最大重量は、しかし、オプションではなく変更の両方が損失に対応する、部分グラフ問題を閉じました。
今回は右の奇妙なエッジにより、方程式を解くスキル$ DC $の神から学ぶことができる数はちょうど良いくらいの収入、各ポイントのための新しい収入、さらにいくつかINF側ではありませんので。
収入の数多いため、各インカム・アプローチ$ T $アウトのためのポイントを作成します。
今度は、原因側の利益との間のポイント$（i、j）は$を建て偉大な神のトリックを学ぶことができます。
具体的には、各点個別でも$ sの$、$のT $、トラフィックおよびポイントによるコストメリット、それぞれの選択のポイント。
それぞれ、選択された/選択されていない2つの切断方向を表します。
だから、$のための（i、j）は$が選択され、$（i、j）は$選挙の戻りが正しいかではありません。
$（i、j）は$だけいずれかを選択するためには、（i、j）は$ $（j、i）に対して$ 2 * val_ {I $ $の間のようにさえ側面、利益はマルチ/損失ノー統計情報を取得しないことになります、J} $は寄付カウントすることができます。
J.異なる最小カット
最小カットツリーと呼ばれるデータ構造のようです。
アルゴリズムプロセスは、についてです。
セット全体のための初期設定ポイント。
それぞれ2つの間に$ $ $ B $、蘭の最小カットのセット内の任意の2点を取ります。
$ $ $ $ Bとの間の組み込みエッジは、最小カットの重量です。
$ S $ $ T $は必ずしもユニコム、それぞれ2のセットのような$ S $ $ T $のパーティションを行います。
任意の2点、対応する二つのカット・ツリー、すなわち、最小のエッジ重み一意のパスの間に最後のカット。
このようなものは、それを証明するが、バック良い結論、コード良いの戦いはありません。
K.朝ラン
直接スプリット流量制限ポイントポイント、費用流。
L.世界中の80人
アッパーと最低限のコスト実現可能なフローの下限。
しかし、ここにいないときは、この優れたアルゴリズムを行います。
だから、奇妙なアルゴリズムを出しファック。
最小コストの前提は、問題が解決され、このエッジの上に流れますので、いくつかの辺の重みを与えるプラス$、-inf $。
$ HErk2 $ $ $ KXグレート神はこのアプローチは非常に自然を拡大しないことを私に言った、それは$の5つの$です。
しかし、$ $アッパー、教えてくださいとコストフローの下限をCBX、長いこのアプローチには下界一環としてとして、通常の流れのように上限と下限の間の部分には、神は、このアプローチは非常にハンサムな意志と言ってくれました。
因为大神$cbx$>$rk2$，显然$cbx$大神是对的。
M. 修车
刚开始考虑的是正向考虑，即正常人的思维方式，然后这个图就很不可建。
正解的做法是逆向考虑，倒数第$k$辆修的车，只造成了$k$倍修车时间的贡献。
所以将每个修车师傅拆为$n$个点，分别表示修的倒数第$k$辆车就好了。
N. 数字配对
又是一类套路题？
配对问题往往利用一些特殊性质，
划分为二分图的形式，分别连在$s$，$t$上，之间连边就好了。
该题中的划分表现为质因子个数的奇偶性。
O. 美食节
与《修车》一题的建图就比较类似，然而暴力建图必死。
然而本题中拆点的限制就表示，当倒数第$k$辆车还没修时（假设修车=做菜），倒数第$k+1$辆车是没用的。
所以在增广到某师傅修倒数第$k$辆车的节点的时候，新建第$k+1$个节点副本就好了。