（12.6）
今天看了下網路流，本想寫一篇部落格，但是想了想，畫圖太費勁，證明也不算特別難，那就先咕著了。
前置知識：網路最大流（最好是dinic演算法），最大流最小割定理。
一、割邊最少的最小割
題目：hdu3987
hdu6214 (雙倍經驗)
方法一：（一次dinic）
我們首先考慮，如何在求最大流的同時兼顧最小割的邊數。
第一感覺是類似費用流，給每一條邊加一維費用，但仔細思考後發現不用。我們完全可以直接對於每一條邊的容量+1，那麼最後所求出的最大流一定會保證最小割的邊數最少。證明：
設原圖最小割為s，那麼我們對於每一條邊容量+1後，當前圖最小割變為s + p(p為最小割的邊數)，顯然可以得到，當p最小時，取得當前圖的最小割，即保證了最小割的最少割邊。
但是，這樣做會改變原圖的最小割。當然，我們可以做兩次dinic，但是這需要你常數夠好不怕卡常。如果我們只做一次dinic，顯然我們需要做到的是：去掉邊數對答案的影響。這裡有乙個操作：
將原圖中每一條邊的容量*(maxp + 1)（maxp為圖中最大邊數）+ 1。
那麼當前圖的最小割為s * (maxp + 1) + p(p為最小割的邊數)。
顯然p < maxp + 1，那麼我們對當前的最小割除以(maxp + 1)就是原圖的最小割，取模(maxp + 1)就是原圖最小割的最少割邊。
**不想寫了。
方法二：（兩次dinic）
我們在第一次dinic求出來最大流時，由於最小割中的邊都是滿流邊，那麼問題轉化為，最少刪掉幾條滿流邊可以使圖不連通。
仔細想想，當前那個問題不也是求乙個最小割嗎？那麼我們不妨重新構圖（其實只是修改了容量），對於滿流邊將它的容量改為1，其它邊的容量改為無窮大。這樣，求出來的最小割即為最少割邊啦。
**也不寫啦，都是板子。
二、最小割樹
咕咕咕！
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