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我是在在做网络流最小路径覆盖的时候找到这道题的 然后发现是个贪心+树形dp \\( f[i] \\)表示在\\( i \\)为根的子树中最少有几条链，\\( v[i] \\) 表示在\\( i \\)为根的子树中\\( i \\) 是（ 0）否（1）为一条链的端点 然后贪心转移即可（有链端点则连起来 阅读全文
posted @ 2018-01-03 21:54
lokiii
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果然还是不会建图… 设\\( i \\)到\\( j \\)有通路，代价为\\( w[i][j] \\)，瞬移到i代价为\\( a[i] \\)，瞬移到i代价为\\( a[j] \\)，逗号前是流量。 因为每个点只能经过一次，所以流量限制为1，注意到从s开始很难保证出发点不同，所以但是又有联通条件， 阅读全文
posted @ 2018-01-03 20:29
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其实不用拆点，对于每个人我们假装他是\\( s[i]+1 \\)个点，可以由他向T点分别连\\( s[i]+1 \\)条边，容量为\\( t[i][j] t[i][j 1]\\)，由S点向所有产品i连容量为c[i]的边，由所有产品向能制造它的人连容量为inf的边。 因为是最小费用最大流，\\( w[ 阅读全文
posted @ 2018-01-03 18:52
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达成成就：为二分调参 ！：多次memset的话要把数组大小开严格一点，否则会T 看到网格图，首先黑白染色。 注意到每次操作都是在一个黑格子和一个白格子上进行的，也就是说，最后黑格子数字和白格子数字和的差是不变的。 对于n m%2==0的情况： 注意到在这种情况下黑格子和白格子一样多，也就是当黑格子数 阅读全文
posted @ 2018-01-03 16:43
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先跑一遍最大流，然后对残量网络（即所有没有满流的边）进行tarjan缩点。 能成为最小割的边一定满流：因为最小割不可能割一半的边； 连接s、t所在联通块的满流边一定在最小割里：如果不割掉这条边的话，就能再次从s到t增广 连接两个不同联通块的满流边可能在最小割里：新图（即缩点后只有满流边的图）的任意一 阅读全文
posted @ 2018-01-03 11:43
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玄学计数 LYY Orz 第一次见这种神奇的计数方式，乍一看~~非常不靠谱~~但是仔细想想~~还卡不掉~~ 就是把在建图的时候把正权变成w\ 10000 1，负权变成w\ 10000+1，跑最大权闭合子图。后面的1作用是计数，因为在最大权闭合子图中划到s点一侧的代表选，这样一来，后四位就是起了计数作 阅读全文
posted @ 2018-01-03 08:49
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