@hdu - 6598@ Harmonious Army
@description@
n 个士兵，每个士兵可以选择加入 A 组或 B 组。
有 m 个组合技可以增加整个军队的力量：第 i 个组合技涉及到士兵 ui 与 vi，当两人同时加入 A 组力量值增加 ai，同时加入 B 组力量值增加 ci，否则力量值增加 bi。
求每种安排士兵的方案中军队的力量值最大可以为多少。
Input
多组数据。
每组数据开头包含两个正整数 n(n≤500) 和 m(m≤10^4)。
接下来 m 行，每行包含 5 个整数 u,v,a,b,c(1≤u,v≤n,u≠v,1≤a,b,c≤4×10^6)，含义如上。保证同一对 (u, v) 只会出现一次。
保证 n 总和不超过 5×10^3，m 总和不超过 5×10^4。
Output
对于每组数据，输出最大力量值。
Sample Input
3 2
1 2 8 3 3
2 3 4 3 6
Sample Output
12
@solution@
这道题这么多年过去。。。怕不是已经成了套路题。。。
【注：因为我懒所以本来下面应该有讲解的图，但是被我咕了】
我们考虑使用最小割，用所有收益的总和 - 最小割代表的最小代价。
考虑建图：s 向 x 连边，x 向 t 连边。如果割前一条表示选择 A 组，割后一条表示选择 B 组。
考虑 m 对关系，我们先设 (s, u) 容量为 e，(s, v) 容量为 f；(u, t) 容量为 g，(v, t) 容量为 h；(u, v) 容量为 p，(v, u) 容量为 q。
则接下来我们分类讨论 u, v 的选择情况，求出其应该舍弃的收益（即代价）与应该割的边的对应关系。
u 选 A 组，v 选 A 组：对应割 (s, u), (s, v)；其代价为 b + c；其对应的边容量和为 e + f。
u 选 B 组，v 选 B 组：对应割 (u, t), (v, t)；其代价为 a + b；其对应的边容量和为 g + h。
u 选 A 组，v 选 B 组：对应割 (s, u), (v, t), (v, u)；其代价为 a + c；其对应的边容量和为 e + h + q。
u 选 B 组，v 选 A 组：对应割 (u, t), (s, v), (u, v)；其代价为 a + c；其对应的边容量和为 g + f + p。
由上，可以得到 e + f = b + c 等方程。注意到只有 a, b, c 为常量，所以这个方程可能有很多解。
在此处，我们仅考虑一组特殊解，即令 p = q, e = f, g = h。此时可以解出 e = f = (b + c) / 2, g = h = (a + b) / 2, p = q = (a + c) / 2 - b。
于是，我们可以对于每个 x 统计与 x 有关的组合技中 (b + c) / 2 之和与 (a + b) / 2 之和（分别记为 s1[x], s2[x]），然后 s 向 x 连容量为 s1[x] 的边，x 向 t 连容量为 s2[x] 的边。
两个点之间如果有组合技，则连一条双向的、容量为 (a + c) / 2 - b 的边。
这样跑最小割就可以跑出最小代价。除以 2 什么的可以把所有容量乘 2 再最后除回来。
@accepted code@
#include<cstdio>
#include<algorithm>
using namespace std;
typedef long long ll;
const ll INF = (1LL<<60);
const int MAXN = 500;
const int MAXM = 10000;
const int MAXV = MAXN;
const int MAXE = 4*(MAXN + MAXM);
struct FlowGraph{
struct edge{
int to; ll cap, flow;
edge *nxt, *rev;
}edges[MAXE + 5], *adj[MAXV + 5], *ecnt;
int d[MAXV + 5], vd[MAXV + 5], s, t;
void init(int n) {
for(int i=1;i<=n;i++)
d[i] = vd[i] = 0, adj[i] = NULL;
ecnt = &edges[0];
}
void addedge(int u, int v, ll c) {
edge *p = (++ecnt), *q = (++ecnt);
p->to = v, p->cap = c, p->flow = 0;
p->nxt = adj[u], adj[u] = p;
q->to = u, q->cap = 0, q->flow = 0;
q->nxt = adj[v], adj[v] = q;
p->rev = q, q->rev = p;
}
ll aug(int x, ll tot) {
if( x == t ) return tot;
int mind = t + 1; ll sum = 0;
for(edge *p=adj[x];p;p=p->nxt) {
if( p->cap > p->flow ) {
if( d[p->to] + 1 == d[x] ) {
ll del = aug(p->to, min(tot - sum, p->cap - p->flow));
sum += del, p->flow += del, p->rev->flow -= del;
if( sum == tot || d[s] == t + 1 ) return sum;
}
mind = min(mind, d[p->to]);
}
}
if( sum == 0 ) {
vd[d[x]]--;
if( vd[d[x]] == 0 ) {
d[s] = t + 1;
return sum;
}
d[x] = mind + 1;
vd[d[x]]++;
}
return sum;
}
ll max_flow(int _s, int _t) {
s = _s, t = _t;
ll flow = 0;
while( d[s] != t + 1 )
flow += aug(s, INF);
return flow;
}
}G;
ll x[MAXN + 5], y[MAXN + 5];
int main() {
int n, m;
while( scanf("%d%d", &n, &m) == 2 ) {
G.init(n + 2);
for(int i=1;i<=n;i++)
x[i] = y[i] = 0;
ll ans = 0;
int s = n + 1, t = n + 2;
for(int i=1;i<=m;i++) {
int u, v, a, b, c;
scanf("%d%d%d%d%d", &u, &v, &a, &b, &c);
x[u] += a + b, x[v] += a + b;
y[u] += c + b, y[v] += c + b;
G.addedge(u, v, a + c - 2*b);
G.addedge(v, u, a + c - 2*b);
ans += a + b + c;
}
for(int i=1;i<=n;i++)
G.addedge(s, i, x[i]), G.addedge(i, t, y[i]);
printf("%lld\n", ans - G.max_flow(s, t)/2);
}
}
@details@
不要问我为什么即使用了 long long 还是跑得非常快，问就是 O(能过)。
原题目还给了 a, b, c 之间种种不可描述的关系。。。但其实也是用来迷惑人的。。。
