A
枚举选择(a_ile m)的个数，然后贪心选择(a_i>m)的部分
B
先写个垃圾做法
对于({c})，每个点有唯一出边，若合法则每个点都在一个简单环内，即每个点的后继节点均不相同
对于(vin V)，((u,v)in E)，令(deg_u=k)，有确定的(c_k)可以使((u,v))生效，找到(v)的生效集合，集合内不能同时出现两个
那么可以找到(ban_{i,j,i_0,j_0})，表示不能同时出现(c_i=i_0,c_j=j_0)
不过不能两两枚举((u,v)in E)，得去重，有个细节是若集合同时存在(c_i=i_0,c_i=i_0)，不能出现(c_i=i_0)，得在去重前处理掉
(O(mlogm+k^2n))或(O(km+k^2n))，取决于去重的算法
最后爆搜({c})，(O(k!k))
(O(mlogm+k^2n+k!k))
官方题解：
合法的充要条件为：对于(c_i=i0)，可以找到后继集合，({c})的后继集合=({1,2,cdots,n})，可以用hash判断
(O(km+k!))
C
做法跟官方题解不大一样，可能本质是相同的。感觉没有2600的难度...
将B和N的个数描述成二元组((A,B))
对于S((A,B))，T((C,D))
- (Cle A,Dle B)，最小操作为(max(A-C,B-D))
- (Cge A,Dge B)，最小操作为(max(C-A,D-B))
- (Cle A,Dge B)，最小操作为(A-C+D-B)
- (Cge A,Dle B)，最小操作为(C-A+B-D)
分开讨论会更复杂，一般化的处理：最小操作未(max(A-C,B-D,C-A,D-B,A-C+D-B,C-A+B-D))
可能可以分段做到线性，但会比较麻烦
我们二分最小操作次数(mid)，即判断(max(A-C,B-D,C-A,D-B,A-C+D-B,C-A+B-D)le mid)
可以得到(x_0le Cle y_0,x_1le Dle y_1,x_2le C-Dle y_2)
可行性很简单判断，有个细节就是(C,D)不能同时为(0)
D
对于每条边都定向的情况，(ans=sum min(in_i,out_i)cdot t_i)
对于((u,v)in E,h_u=h_v)的情况要考虑定向的情况
那么对于((u,v)in E,h_u=h_v)，图形成了若干个森林，分别考虑
令(p_u)为(u)的父亲，令(f_u)为(p_ulongrightarrow u)的最小值，(g_u)为(ulongrightarrow p_u)的最小值
对于(f_u)，可以通过枚举儿子节点有多少个(son_ilongrightarrow u)贪心得到