乙個 \(n\) 個點的無向圖，給定每兩個點之間的簡單路徑條數 \(p_\) ，構造乙個滿足要求的無向圖或判斷無解。
\((1\le n\le10^3,0\le p_\le 3)\)
這個 \(p_=3\) 非常煩，但是可以發現若 \(p_=3\) 則無解。
考慮乙個最簡單的情況（其它情況一定可以從這種情況加一些點得到）：
\(2\) 到 \(4\) 有 \(3\) 條路徑，則 \(1\) 到 \(3\) 必有 \(4\) 條路徑。
所以有 \(p_=3\) 判無解即可。
現在只需要構造乙個符合要求的基環樹森林。
先定義一下乙個基環樹子樹是沒有環上的邊的乙個極大連通子圖（假設一棵樹也是乙個基環樹子樹）。
首先假裝是一定能構造出來的：
判斷構造是否合法只需要按照定義判定一下。如果之間沒有路徑也會被判斷到的。
實現：先遍歷每乙個點，以這個點為該基環樹的根（若訪問過則跳過）。
首先有乙個大佇列，用來 bfs 整棵基環樹每棵子樹的代表。
接著大佇列裡有乙個小佇列，用來 bfs 一棵基環樹子樹中的元素。
構造樹只需要鏈，構造環順次連線，此時一棵基環樹子樹中的元素其實是等價的。
這樣實際上是做到了每乙個可能在一棵基環樹子樹，一棵基環樹中的點都放在了一起，因此只需特判了。
時間複雜度： \(o(n^2)\) 。
#include #include "supertrees.h"
using namespace std;
typedef vector> va;
const int n=1005;
int n,idc[n],idt[n];
bool vis[n];
inline void add(int u,int v,va&g)
int construct(va p)\le x_\le10^9\) ）
假設每次選出的數集為 \(s\) 。
這個數顯然就是這些數的中位數，再化簡可得貢獻是（以從小到大排序）： \(\sum_+1}^s_i-\sum_^}s_i\)
接下來考慮哪些數是正貢獻，哪些數是負貢獻，哪些數沒貢獻。
一定是每個集合開頭的若干個數有負貢獻，末尾的若干個數有正貢獻。若中間的數有貢獻，不如將其替換成更靠近開頭或結尾的更優。
又因為每個集合恰好選 \(k\) 個數，則只會選前 \(k\) 大或前 \(k\) 小的，不妨做乙個對應：第 \(i\) 大的和第 \(k-i+1\) 小的只能選乙個。
接著在這 \(nk\) 個對應中，選出 \(\frac\) 組對應，使這組對應選擇小的那個，按照負貢獻從小到大排序，可以得到理論上的最優解。
這個負貢獻其實就是對應的兩個數之和。
接下來其實隨便放都可以了，一定能滿足正貢獻的數不小於負貢獻的數：
設正貢獻的數為 \(x_1\) ，對應的數是 \(y_1\) ，設負貢獻的數為 \(x_2\) ，對應的數是 \(y_2\) 。
則 \(x_1\ge y_1,x_2\le y_2,x_1+y_1\ge x_2+y_2\) ，所以 \(x_1>x_2\) 。
接下來隨便構造一下就行了，只需要保證每次選擇都恰好有 \(\frac\) 個是大的或小的。
乙個集合乙個集合地取，給小的少的多分配一些小的即可。
時間複雜度： \(o(nm\log (nm))\)
#include #include "tickets.h"
#define fi first
#define se second
using namespace std;
typedef long long ll;
typedef vectorvec;
typedef vectorvvec;
const int n=1505;
int n,m,d[n],s[n];
ll sum;
vector> v,l;
ll find_maximum(int k,vvec x)
if(t
return *(upper_bound(c.begin(),c.end(),t)-1);
}
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