这几天刚学了费用流，找到了这道题来练一练手。

　　题目：

题目描述 Description

假设以最美观的方式布置花店的橱窗，有F束花，V个花瓶，我们用美学值（一个整数）表示每束花放入每个花瓶所产生的美学效果。为了取得最佳的美学效果，必须使花的摆放取得最大的美学值。

输入描述 Input Description

第一行为两个整数F,V(F<=V<=100)

接下来F行每行V个整数，第i行第j个数表示第i束花放入第j个花瓶的美学值。

输出描述 Output Description

一个整数，即最大美学值。

样例输入 Sample Input

2 2

10 0

5 2

样例输出 Sample Output

12

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　　这道题很明显是二分图的最大权匹配，可以用最大费用最大流来做。做法：首先先建图，在源点到每束花之间连一条流量为1，花费0为的点（每束花只能用一次），在每个花屏到汇点之间连一条流量为1，花费为0的边（每个花瓶只能用一次），然后再在每束花和每个花瓶之间连一条流量为1，权值为这种匹配的美学值的边；然后就用spfa找增广路，建反向边时，反向边的流量是这条增广路的流量，花费是原边的花费的相反数。

　　一开始写的时候受了最大流的影响，也像最大流那样建了分层图，于是WA了两次也找不出错。后来把分层图删掉才能AC。其实分层图的作用就是避免出现环造成死循环，而用spfa来找增广路，就已经避免了这个问题，反而会把原图中的一些边删掉，所以费用流中千万不要用分层图。

　　代码：

var a,c:array[..,..]of longint;//a是原图，c是花费的图
fa,d:array[..]of longint;//fa[i]是在到i的最短路径上i的前一个点（前驱结点），d[i]是到i的最短路径的距离
b:array[..]of boolean;//记录是否在队列中
q:array[..]of longint;//队列
n,m,i,j,k,p,t,h,sum:longint;
procedure spfa(s:longint);//spfa模板
var i,h,t:longint;
begin
for i:= to n do begin
d[i]:=-<<; b[i]:=true;//初始化 end; h:=; t:=; q[]:=s; d[s]:=; b[s]:=false; fa[s]:=-;//初始化2 repeat for i:= to n do if(a[q[h],i]>)and(d[q[h]]+c[q[h],i]>d[i])then begin//判断是否有边，是否更优
d[i]:=d[q[h]]+c[q[h],i]; fa[i]:=q[h];//更新距离
if b[i] then begin
inc(t); q[t]:=i; b[i]:=false;//入队
end;
end;
b[q[h]]:=true; inc(h);//出队
until h>t;
end;
function flow(s,t:longint):longint;
var p,min:longint;
begin
spfa(s);
if d[t]=-<< then exit();//判断是否有增广路 p:=t; min:=<<; while fa[p]>= do begin
if min>a[fa[p],p] then min:=a[fa[p],p];//从汇点访问到源点，计算流量
p:=fa[p];
end;
p:=t;
while fa[p]>= do begin
c[p,fa[p]]:=-c[fa[p],p];//建反向边1
a[fa[p],p]:=a[fa[p],p]-min; a[p,fa[p]]:=a[p,fa[p]]+min;//建反向边2
p:=fa[p];
end;
sum:=sum+d[t];//加上这次增广的花费，更新答案
exit(min);
end;
begin
read(n,m);
for i:= to n do begin
a[,i]:=; c[,i]:=;//建图1
end;
for i:= to m do begin
a[i+n,n+m+]:=; c[i+n,n+m+]:=;//建图2
end;
for i:= to n do
for j:= to m do begin
read(k); a[i,n+j]:=; c[i,n+j]:=k;//建图3
end;
n:=n+m+; sum:=; k:=;
while k> do k:=flow(,n);//一行费用流
writeln(sum);//输出最大美学值
end.