_自在飞花_

好吧，我承认就算当时再给我五个小时我也做不出来。 首先解释同色三角形问题： 给出n(n >= 3)个点，这些点中的一些被涂上了红色，剩下的被涂上了黑色。然后将这些点两两相连，于是每三个点都会组成一个三

对于一个赋权的二分图可以用KM算法求解最大权匹配的前提是该二分图存在完美匹配。 若此二分图不存在完美匹配，则有两种方法。一是转化成网络流问题求解。二是添加一些点和权为0的边使其变为赋权完全二分图。  

怒搞一下午网络流，又去我一块心病。 从2F到SAP再到Dinic终于过掉了。可是书上说Dinic的时间复杂度为vve。感觉也应该超时的啊，可是过掉了，好诡异。 后两种算法都是在第一种的基础上进行优化。

​  求最大费用可以将边权取负以转化成求最小费用。然而此时依然不对，因为会优先寻找最大流，但是答案并不一定出现在满流的时候。所以要加一些边（下图中的红边）使其在答案出现时满流。设所有边的流量为1，花费

​ HDU 1542 传送门：Problem - 1542 题目大意就是几个矩形相交，然后求出总的覆盖面积，覆盖多次的按一次算。典型的面积并问题。 大体思路： 　　记录所给的点，排序，去掉重复的点，对

​  题目中说每一个good pair<u,v> 都满足(u+v)%2 == 1，即一个奇数，一个偶数。 首先我们要拿出一原点S，汇点T，S联到所有的num[odd]的质因子上，T联到所有的num[e

第一个问题: 费用流中，原图无负环的前提上，为什么增广时的最短路算法不会陷入负环，即为什么增广后的残图不会出现负环？ 其实这是一个很浅显的问题，可是我纠结了好长时间，233。   首先假设残图会出现负

给你N个棍子，每个棍子的两端涂有颜色。两个涂有一种颜色的端点可连在一起。 　　问这N根棍子是否能连成一条直线。 　　可以把每个棍子看成一条边，端点为两个节点。则问题转化成所给的这些端点是否连通，若连通

【基本概念】： 二分图： 二分图又称作二部图，是图论中的一种特殊模型。 设G=(V,E)是一个无向图，如果顶点V可分割为两个互不相交的子集(A,B)，并且图中的每条边（i，j）所关联的两个顶点i和j分