数据范围：O(n3)
弗洛伊德跑出两两之间的最短路
然后加一加判一判
跑单源最长路
复杂度：O(n2logn)
因为边数是n2的
先跑一遍1为源点的最短路
再建一张把所有有向边都反过来的最短路（1还是源点）来跑
一：
在跑dij的时候在维护的数里面再塞一个当前的费用，当费用>k的时候就不更新（下一个）
二：
建n*k个点的图
然后跑个dij
①：二分答案，把大于等于二分的答案的边加进图中，判是否连通
②：跑dij，更新条件换成if(d[v]>min(d[u],w)) d[v]=min(d[u],w)
③：kruskal找最大生成树，当点1和点n第一次连通的时候，加的那条边就是答案
这里酋长的等级不一定是最高的
边权是优惠后的价格
由贵的物品向便宜的物品建边（边权是优惠的价格），从1点开始跑最短路，dis[i]+i的原价是最小价格
考虑等级限制：
枚举等级的区间[l,l+m],其中一定包含酋长的等级
然后枚举的每一个区间跑一次dij
注意人的等级是分散的（类似[1,10]和[2,11]里面包含的人是一样的），所以可以以人的等级为左端点
这样就是n次dij,n<=100
复杂度还是承受的了的
显然dij被卡爆了
于是我们可以想到一些奇技淫巧
线段树实现dij怎么样？
恐惧.jpg
我们想想怎么优化dij
我们发现priority_queue里面会有很多冗余节点，我们可以合并
但是priority_queue不支持合并
所以我们需要一些奇怪的堆（什么斐波那契堆什么配对堆）
but好像得手写？！！
不会....
平板电视，你值得拥有
既然不会正解，那我们可以骗分阿
继续用stl的priority_queue
因为输入的边有一部分是随机数据生成器生成的边，所以对最短路的影响似乎不大
而且输入的边似乎只有1e5左右的样子
所以我们就把随机数据生成器生成的边扔掉，说不定就AC了
诶嘿AC了？
好了这题做完了
插句题外话
priority_que怎么搞合并？
合并两个堆a,b:把点少的那个堆拆掉，把点一个一个放到另一个堆里面，复杂度O(nlog2n)
合并许多堆：二分式拆法
Prim：
我们可以把dij搞一搞然后变身prim
证明：
kruskal
按边权从小到大排序，如果选当前边会成环，则不选，否则就选，直到考虑完所有的边
其实复杂度卡在排序上了（mlogm）
证明需要拟阵的知识
独立集就是满足遗传性和交换性的集合
| |这个是集合的元素个数
线性相关：
什么是向量：类似一行数组成的东西
上面就是个向量，格子里面可以填数
如果我们有向量a,b,c
x1*a+x2*b+x3*c=0
则向量a,b,c线性相关
生成森林:
就是一些不成环的边辣
遗传性证明：如果有一个图没有环，那么去掉任意的边之后都不会形成环，证毕
交换性证明：
我们设A的边数比B的边数少（A,B都是无向生成森林）
既然B不是个环，那么从B里面拆下来一条边安到A上，那么A完全可以安成B原来的样子，所以交换性成立
（xjb玄学证明qwq）
所以拟阵最优化问题就是kruskal
kruskal的正确性好像就是这样的叭
有什么用呢？如果遇到拟阵贪心题就可以用kruskal就好了
最小生成树....(撑死就是边多了一点)
最小生成树+1
最小生成树+2???
先建一个超级水库，连边就是在i建水库的代价
然后最小生成树（保证每个点都能与建出来的超级水库连通）
这大概是个树
会有一些毒瘤的无法到达的点，我们就把连着这些点的边去掉
然后选出一棵树（不能带环）
然后最小代价就是最小生成树
kruskal怎么排序？
按照边的较低的点从大到小排序，按长度从小到大排序
为什么第一关键字是从大到小排序？
如果是从小到大排序，则只能保证比当前点高度小的点是连通的，但是可能会有毒瘤情况导致求出来的解不够优
emm还是举个例子叭
另一个神奇的思路：
分层建图，将高度相同的点建在同一层，同一层内是无向边，不同层之间是有向边，同一层内搞最小生成树，然后通过有向边传递到下一层，最后取边权最小值
咕咕咕~？
晚上网络流time走起
k进行二进制拆分
还有tarjan+并查集(离线，O(n))
dfs序+RMQ搞lca:
我们先进行dfs,每到达一个点，就把一个点放进一个序列里面（如果回溯时到达序列中有的点，则再放一遍）
如果要算a,b的lca,就找到最后出现的a和第一次出现的b,它们中间一定会有它们的lca
这样它们中间的那个深度最浅的点就是lca了（用RMQ维护深度最浅的点）
树链剖分
一种叫重量剖分，另一种叫常量剖分
默认重量剖分
注意重链的出发点不一定是根，可以是任意的节点
每一个点必定属于一个重链
如果从任意一点网上走，则经过的重链的条数和轻边的边数是等级别的（都是logn级别的）
why?
轻边和重链是交替走的，因为如果走完一条重链，再走一条重链，那它们就是一条重链了（即不存在两条连续的重链）
所以重链的条数≤轻边数量+1
如果我当前走过了一条轻边，则说明我走过的那个点的父亲的子树至少是那个点的子树的两倍。所以如果我一直走轻边，只需要最多logn次就能走完这棵树。
dfs:
树链剖分求lca
先判ta是否==tb
如果a,b有祖宗关系：看谁的深度浅，谁就是lca
深度较深的：到a-->topa,topa-->轻边，然后递归求解
复杂度:o(logn)
树链剖分的特点：重链在树上是连续一段
求a到b路径上的信息：先找到lca,然后就是一段重链，一个轻边blabla
把树摊成个区间，这样就可以求一段区间的最值
求最值：线段树来维护（只维护重链，轻边暴力解决）
就是要求两个操作：
1.把某个边权的值改为t
2.求a到b路径上的最小值
先把边权摊到儿子上
改边权：找到儿子u,再找到dfn[u],在线段树里单点修改
求最小值：找到lca的那两条链，把链上的重链所在序列的区间在线段树里找到最大值
bzoj 1036
...和上题差不多
操作3：把求最大值换成求和
线线线线线段树
这个线段树有点难qwq
看左儿子和右儿子中间那个相不相同
染色的tag
先求个最小生成树，不在的边就不管
如果在呢？
树会被分成两块，只需要在非树边里面找一条权值最小的连接这两个块的边就可以了
一个非树边能够缝合一个数：当去掉它包含的一段链里的边
所以可以在树上每个边搞一个权值（初始为inf）,然后与覆盖它的非树边的权值取min,即可快速查询可以缝合树的最小边权
qwq
证明：没有
缩点+拓扑排序
如果不考虑n的大小：弗洛伊德传递闭包
更好一点：传递闭包
大小为k的强连通分量贡献：k2
然后求一个scc可以到达的scc: bitset压位
然后再考虑每个scc的大小（原数*k2）
bitset:
bitset<1000000>a
a就是一个长度为1000000的二进制数
a[i]访问a的第i为
下标从0开始
缩点，统计出度为0的点
1个点：出度为0的点的那一坨牛
>1:没有牛
缩点
T1:统计入度为0的点的数量
T2:max(入度为0的点的数量，出度为0的点的数量)
T3：给出连边方案（雾）
总之要把入度为0的点和出度为0的点弄没
找一个出度为0的点，让它连向一个无法到达的入度为0的点，重复这个操作