二分图匹配，学到了使用反向边是否存在流量来输出路径。
最大权闭合图，将正权点连接s,容量为点权,负权点连接t容量为点权绝对
值,所求得的一个割将图分为两部分,我们发现所有正点权的和减去该简单
割，便是与s相连的闭合图的权，因为最小割所以最大权闭合图（即给定
常数c，求c-a的最大值，等价于求c减去a的最小值）。注意跑完最大流
以后，与s相连的点构成的点集就是最大权闭合图。学会了使用bfs之后
的lv数组来输出路径
最小路径覆盖，用原图建立一个两层的新图，如果原图中存在边i->j我
们建立的新图就有第一层的点i流到第二层的点j，最后建立超级源点流向
所有的第一层图的点，建立超级汇点，由所有第二层的图流入，用n减去所
求的最大流就是最小路径，
对于路径输出的时候，要先理解为什么得到的答案是最小路径，我们发现每
有一个成功的二分图匹配路径a->b那么说明可以由a走到b，也就是第一层
的a点可以走到第二层的b点，我们把这个映射回原图，就是a到b这样一条边
，也就是说在原图中可以走这样的一条边，另一方面假设我们一共走了k条边
走完了图，那么此时最少路径就是n-k。与上面的一样我们只要保证k最大就能
得到最少的路径，显然最大的k就是二分图匹配了，如此二分图匹配中我们不妨
设原图的点i映射到二分图的i与n+i，那么如果二分图匹配到了a->b那么说明我们
在原图中走了a->(b-n)这样一条边.
依旧是是一个最小路径覆盖的问题，我们考虑把球当作点，把盒子当成路径，那么
很明显，连边方式就是i->j当且仅当i<=n且j<=n且i+j=k^2.
但是这样子做我们只能解决这样一个问题:
给你从1到n的n个球我们可以找到最少的盒子来装球。
仔细分析发现题目给的问题可以二分处理，我们二分来判断n个盒子能不能装到k个球
就可以了。
给m组人，每个人要分到不同的桌子上，每个桌子可以一定
量的人，组内的人不能坐在一个桌子上， 网络流问题，s连到
组，流量组内人数，桌子连到t，流量为可以坐下的人数，组与
桌子自由组合， 流量为1。
让你求一个数列的最长不下降子序列的长度k，然后求这个序列最多可以
分出多少个这样的子序列，再求如果可以多次使用第一个元素和最后一个元素
可以分出多少个这样的子序列，
我们考虑到每个元素dp的值（dp[i]表示以i结尾的最长不下降子序列的长度），并以
次最为标准，给所有点分ans1层，并给所有第一层的点连s，所有最后一层的点连t，
如果i<j且a[i]<=a[j]我们就连一条边i->j，如此如果每当从s流到t,就是一个字串,考虑到
一个点只能用一次,拆点限流就可以了。
给你一个试题库，告诉你每个题目的类型（一个题目可能属于多种类型），让你
用这些题为每个类型组一套题（告诉了你每套题包含的题数），每道题只能用一次，
类型在左，题目在右，s连类型，流量为该套题的题数，类型连题目流量1，题目连
t流量1，如果最大流不够要求的题目数量，说明无法组成套题。
什么怪东西，明明是深搜题
给你一个矩阵，每个元素一个权值，相邻的元素不能够同时取走，
问你最多可以取走多少权。
对于格子我们令k=行数加列数，对于所有的k&1==1内部，无边，
对于所有的k&1==0内部，无边。于是取走元素就成了：
拿走点，使得这些点覆盖所有边，于是剩下的点就是独立的了，
没有边互相连。就是我们要的答案，所以就成了
最小点覆盖二分图
给你一个城市数组，这些城市从左往右分别对应从东到西，
要求你从最西边的城市出发，到达最东边的城市，在从最东边的城市出发，到达最西边的城市
除了最西边和最东边的城市以外，其他城市只能经过一次
让你求最多经过多少城市，
考虑最大流，s连最西边的城市，最东边的的城市连t，容量2，对于他给的边只连从东到西的边，
对于一个城市只经过一次考虑拆点限流即可。