Sol
先說結論:
二分圖定理之一:最小路徑覆蓋數=頂點數-最大匹配
將一個點拆拆成兩個點
如果x->y有一條邊:add(x,y′,1)
對於所有的點 :add(S,i,1) ,add(i′,T,1) 以下是證明
爲什麼可以轉化成二分圖及有什麼好處
因爲是“路徑”,所有不能有“分叉”,或者說每個點的入度+出度<=2
二分圖的一次匹配就是原圖的一個合法路徑的一部分
將一個點拆拆成兩個點,那麼哪個點連向i’和i能連向哪個點互不干擾,可以保證找到最長的路徑網絡流跑最大匹配的正確性:
爲什麼不會多:S連向每個點和每個點連向T的邊容量都是1,因此一個點最多匹配一次,滿足匹配的定義
爲什麼不會少:i和i’之間並沒有邊,也就是哪個點連向i’和i能連向哪個點互不干擾
可以想一下爲什麼不能這樣連邊:
add(x,y,1)
Code
// by spli
#include<cstring>
#include<algorithm>
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<queue>
using namespace std;
const int N=155<<1;
const int M=6000+N;
const int inf=0x3f3f3f3f;
int n,m;
struct node{
int to,nxt,fl;
}e[M<<1];int head[N],cnt;
queue<int>q;
int lev[N];
bool vis[N];
int t[N];
void add(int f,int t,int fl){
e[cnt]=(node){t,head[f],fl};
head[f]=cnt++;
}
void add_edge(int f,int t,int fl){
add(f,t,fl);
add(t,f,0);
}
bool bfs(int S,int T){
memset(lev,-1,sizeof(lev));
lev[S]=1;
q.push(S);
while(!q.empty()){
int u=q.front();
q.pop();
for(int i=head[u];~i;i=e[i].nxt){
int v=e[i].to;
if(e[i].fl>0&&lev[v]==-1){
lev[v]=lev[u]+1;
q.push(v);
}
}
}
return lev[T]>0;
}
int dfs(int u,int mf,int T){
if(u==T||!mf) return mf;
int ret=0;
for(int i=head[u];~i;i=e[i].nxt){
int v=e[i].to;
if(e[i].fl>0&&lev[v]==lev[u]+1){
int tmp=dfs(v,min(mf,e[i].fl),T);
if(!tmp) continue;//!!!!!!!!!!!!!!
mf-=tmp;
e[i].fl-=tmp;
e[i^1].fl+=tmp;
ret+=tmp;
t[u]=v;
if(!mf) return ret;
}
}
return ret;
}
int dinic(int S,int T){
int ret=0;
while(bfs(S,T))
ret+=dfs(S,inf,T);
return ret;
}
int main(){
memset(head,-1,sizeof(head));
scanf("%d%d",&n,&m);
int x,y;
int S=0,T=n*2+1;
for(int i=1;i<=m;++i){
scanf("%d%d",&x,&y);
add_edge(x,y+n,1);
}
for(int i=1;i<=n;++i){
add_edge(S,i,1);
add_edge(i+n,T,1);
}
int ans=dinic(S,T);
for(int i=1;i<=n;++i){
if(!t[i]) continue;
int x=i,pre;
while(x){
if(x>n) x-=n;
printf("%d ",x);
pre=x;
x=t[x];
t[pre]=0;
}
puts("");
}
printf("%d",n-ans);
return 0;
}