【Codevs1237&网络流24题餐巾计划】（费用流）

题意：一个餐厅在相继的 N 天里，每天需用的餐巾数不尽相同。

假设第 i 天需要 ri块餐巾(i=1，2，…，N)。餐厅可以购买新的餐巾，每块餐巾的费用为 p 分；

或者把旧餐巾送到快洗部，洗一块需 m 天，其费用为 f 分；

或者送到慢洗部，洗一块需 n 天(n>m)，其费用为 s<f 分。
每天结束时，餐厅必须决定将多少块脏的餐巾送到快洗部，多少块餐巾送到慢洗部，以及多少块保存起来延期送洗。

但是每天洗好的餐巾和购买的新餐巾数之和，要满足当天的需求量。
试设计一个算法为餐厅合理地安排好 N 天中餐巾使用计划，使总的花费最小。 
编程找出一个最佳餐巾使用计划。

思路：RYZ作业

费用流经典模型之一

BYVOID：

【建模方法】
把每天分为二分图两个集合中的顶点Xi,Yi，建立附加源S汇T。
1、从S向每个Xi连一条容量为ri，费用为0的有向边。
2、从每个Yi向T连一条容量为ri，费用为0的有向边。
3、从S向每个Yi连一条容量为无穷大，费用为p的有向边。
4、从每个Xi向Xi+1(i+1<=N)连一条容量为无穷大，费用为0的有向边。
5、从每个Xi向Yi+m(i+m<=N)连一条容量为无穷大，费用为f的有向边。
6、从每个Xi向Yi+n(i+n<=N)连一条容量为无穷大，费用为s的有向边。
求网络最小费用最大流，费用流值就是要求的最小总花费。
【建模分析】
这个问题的主要约束条件是每天的餐巾够用，而餐巾的来源可能是最新购买，也可能是前几天送洗，

今天刚刚洗好的餐巾。每天用完的餐巾可以选择送到快洗部或慢洗部，或者留到下一天再处理。
经过分析可以把每天要用的和用完的分离开处理，建模后就是二分图。

二分图X集合中顶点Xi表示第i天用完的餐巾，其数量为ri，所以从S向Xi连接容量为ri的边作为限制。

Y集合中每个点Yi则是第i天需要的餐巾，数量为ri，与T连接的边容量作为限制。

每天用完的餐巾可以选择留到下一天（Xi->Xi+1），不需要花费，

送到快洗部(Xi->Yi+m)，费用为f，

送到慢洗部(Xi->Yi+n)，费用为s。

每天需要的餐巾除了刚刚洗好的餐巾，还可能是新购买的(S->Yi)，费用为p。

在网络上求出的最小费用最大流，满足了问题的约束条件（因为在这个图上最大流一定可以使与T连接的边全部满流，其他边只要有可行流就满足条件），

而且还可以保证总费用最小，就是我们的优化目标。

UPD（19.10.29）：Xi之间和Yi之间没有边是因为他们分别和S，T连接的边已经等价于每天使用ri了

 var head,vet,next,len1,len2,fan:array[..]of longint;
     inq:array[..]of boolean;
     q:array[..]of longint;
     num,pre:array[..,..]of longint;
     dis,a:array[..]of longint;
     n,m,p1,m1,f1,n1,s1,ans,source,src,s,tot,i,j:longint;

 function min(x,y:longint):longint;
 begin
  if x<y then exit(x);
  exit(y);
 end;

 procedure add(a,b,c,d:longint);
 begin
  inc(tot);
  next[tot]:=head[a];
  vet[tot]:=b;
  len1[tot]:=c;
  len2[tot]:=d;
  head[a]:=tot;

  inc(tot);
  next[tot]:=head[b];
  vet[tot]:=a;
  len1[tot]:=;
  len2[tot]:=-d;
  head[b]:=tot;
 end;

 function spfa:boolean;
 var u,e,v,i,t,w:longint;
 begin
  for i:= to s do
  begin
   dis[i]:=maxlongint>>;
   inq[i]:=false;
  end;
  t:=; w:=; q[]:=source; dis[source]:=; inq[source]:=true;
  while t<w do
  begin
   inc(t); u:=q[t mod ]; inq[u]:=false;
   e:=head[u];
   while e<> do
   begin
    v:=vet[e];
    if (len1[e]>)and(dis[u]+len2[e]<dis[v]) then
    begin
     dis[v]:=dis[u]+len2[e];
     pre[v,]:=u;
     pre[v,]:=e;
     if not inq[v] then
     begin
      inc(w); q[w mod ]:=v; inq[v]:=true;
     end;
    end;
    e:=next[e];
   end;
  end;
  if dis[src]=maxlongint>> then exit(false);
  exit(true);
 end;

 procedure mcf;
 var k,e,t:longint;
 begin
  k:=src; t:=maxlongint;
  while k<>source do
  begin
   t:=min(t,len1[pre[k,]]);
   k:=pre[k,];
  end;
  k:=src;
  while k<>source do
  begin
   e:=pre[k,];
   len1[e]:=len1[e]-t;
   len1[fan[e]]:=len1[fan[e]]+t;
   ans:=ans+t*len2[e];
   k:=pre[k,];
  end;
 end;

 begin
  assign(input,'codevs1237.in'); reset(input);
  assign(output,'codevs1237.out'); rewrite(output);
  readln(n,p1,m1,f1,n1,s1);
  for i:= to  do
   if i and = then fan[i]:=i+
    else fan[i]:=i-;
  for i:= to n do read(a[i]);
  for i:= to n do
   for j:= to  do
   begin
    inc(s); num[i,j]:=s;
   end;
  source:=s+; src:=s+; s:=s+;
  for i:= to n do add(source,num[i,],a[i],);
  for i:= to n do add(num[i,],src,a[i],);
  for i:= to n- do add(num[i,],num[i+,],maxlongint,);
  for i:= to n do add(source,num[i,],maxlongint,p1);
  for i:= to n do
   if i+m1<=n then add(num[i,],num[i+m1,],maxlongint,f1);
  for i:= to n do
   if i+n1<=n then add(num[i,],num[i+n1,],maxlongint,s1);
  while spfa do mcf;
  writeln(ans);
  close(input);
  close(output);
 end.