刚刚学了有上下界的网络流问题，总结一下。
大概可以分为4种：
1、无源汇的可行流
2、有源汇的可行流
3、有源汇的最大流
4、有源汇的最小流
无源汇的可行流
想像一条水循环系统，无源汇的可行流就是流量在整张图里循环，每一个节点都满足流量守恒，没有源点和汇点这样的特殊点。
但是，在这个问题中，每条边都有一个容量下限Bi和一个容量上限Ci。上限好理解，就是普通最大流中的东西，但下限怎么处理？
想象，如果在这张流网络满足每条边的流量都在【Bi，Ci】内，那么对于每个节点，流经它的流量至少为它的入边的下限和，流出它的流量至少为它出边的下限和。
怎么限制住这个条件呢？于是我们人为地加入一个源点S和汇点T：
S：向每个节点连一条边，容量为它入边的下限和
T：每个节点向T连一条边，容量为它出边的下限和
对每条其它的边，容量变为Ci-Bi，即为正常的最大流的边。
为什么能这样呢？
每条边上的流量可以分为两种：限制流和自由流
限制流就是为了满足下限而必须存在的流，也就是该边的下限
自由流即超出下限的那一部分
我们加入S和T，砍掉其它边的下限，相当于把其它边的限制流抢了过来，由S和T管理，这样子剩下的就是自由流，可以为任意流量。
这样一来，如果该流网络存在可行流，当且仅当求出S到T的最大流后S的出边都满载，T的入边都满载。
ZOJ2314 Reactor Cooling
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<queue>
#include<algorithm>
using namespace std;
const int maxn=205,maxm=80005,INF=2000000000;
int inf[maxn],outf[maxn];
inline int read()
{
int out=0,flag=1;char c=getchar();
while(c<48||c>57) {if(c=='-') flag=-1;c=getchar();}
while(c>=48&&c<=57) {out=out*10+c-48;c=getchar();}
return out*flag;
}
int head[maxn],nedge=0;
class EDGE
{
public:
int to,next,f,b;
}edge[maxm];
inline void build(int a,int b,int w,int l)
{
edge[nedge]=(EDGE){b,head[a],w,l};
head[a]=nedge++;
edge[nedge]=(EDGE){a,head[b],0,l};
head[b]=nedge++;
}
int cur[maxn],S,T,d[maxn];
bool vis[maxn];
bool bfs()
{
fill(vis,vis+maxn,false);
queue<int> q;
q.push(S);
d[S]=0;vis[S]=true;
int u,to;
while(!q.empty())
{
u=q.front();
q.pop();
for(int k=head[u];k!=-1;k=edge[k].next)
if(!vis[to=edge[k].to]&&edge[k].f)
{
d[to]=d[u]+1;
vis[to]=true;
q.push(to);
}
}
return vis[T];
}
int dfs(int u,int minf)
{
if(u==T||!minf) return minf;
int flow=0,f,to;
if(cur[u]==-2) cur[u]=head[u];
for(int& k=cur[u];k!=-1;k=edge[k].next)
if(d[to=edge[k].to]==d[u]+1&&(f=dfs(to,min(minf,edge[k].f))))
{
edge[k].f-=f;
edge[k^1].f+=f;
flow+=f;
minf-=f;
if(!minf) break;
}
return flow;
}
int maxflow()
{
int flow=0;
while(bfs())
{
fill(cur,cur+maxn,-2);
flow+=dfs(S,INF);
}
return flow;
}
int main()
{
int CNT=read();
while(CNT--)
{
fill(head,head+maxn,-1);
fill(inf,inf+maxn,0);
fill(outf,outf+maxn,0);
nedge=0;
int N=read(),M=read(),a,b,l,r;
S=0;T=N+1;
for(int i=1;i<=M;i++)
{
a=read();
b=read();
l=read();
r=read();
outf[a]+=l;
inf[b]+=l;
build(a,b,r-l,l);
}
int cnt=0,flow;
for(int i=1;i<=N;i++) build(S,i,inf[i],0),cnt+=inf[i];
for(int i=1;i<=N;i++) build(i,T,outf[i],0);
flow=maxflow();
//cout<<cnt<<' '<<flow<<endl;
if(cnt==flow)
{
printf("YES
");
for(int i=0;(i>>1)<M;i+=2) printf("%d
",edge[i^1].f+edge[i^1].b);
}
else printf("NO
");
}
return 0;
}
有源汇的可行流
与无源汇的可行流类似，有源汇的可行流就是多了个源点和汇点。这个时候我们可以从另一个角度来看网络流：虽然S和T不满足流量限制，但如果我们人为连一条由T到S的容量为正无穷的边，那么它就转化成了所有点都遵循容量限制的无源汇的流网络。
那么我们再加一个超级源点S‘和超级汇点T’【就相当于上边的人为加入的源汇点】，就可以转化为无缘汇的可行流啦。
有源汇的最大流
有源汇的最大流就是在求出有源汇的可行流之后去掉加入的T到S的无穷大的边，然后再在求完可行流的残量网络中求一遍由S到T的最大流即为最大流
最后结果为可行流中边T->S的流量+新一次最大流中新增的流量。
有源汇的最小流
求法：
1、同样加一个超级源S‘，超级汇T’，【这个时候不加边T->S】求一遍S‘到T’最大流
2、加入边T->S【正无穷】，再求一遍S‘到T’最大流。
3、若S‘出去的边不满流，T’进来的边不满流，则无解，否则解为T->S边的流量。【这些流量为使可行流成立必须加的流】
我很辣鸡，只知道这些。