在tabBar中添加了一个空白控制器,外边覆盖了一个按钮.但是按钮添加之后不显示.后来发现应该把代码写在viewDidLayoutSubviews方法里边,而不是viewDidLoad里边.classMainViewController

  传送门：hdu4185 Oil Skimming 题意：n*n的方格里有字符*和#，只能在字符#上放1*2的板子且不能相交，求最多能放多少个。 分析：直接给#字符编号，然后相邻的可以匹配，建边后无向图跑匈牙利算法，最后得到的最大匹配数/2。 #include <cstdio> #include <cstring> #include

思路：观察宝物周围的keypoints与宝物位置的距离是奇数，也就转化成为染色问题，将图进行染色，黑色与白色之间构成二分图，求最小边覆盖即可。一道经典的染色转化问题。

CSS3滤镜包括了以下几种： 只取其一，同时存在时，后边覆盖前边。 原图 第一种：图片灰度 -webk

题意 　　n*m的矩阵中，某些地区需要放置雷达，而雷达覆盖有四种方式，上下左右，问最少的雷达数量覆盖所有*号地区。   解法 　　关于二分图的性质，有点晕头转向了。 和旭神讨论了。 这个题目是满足二分图的。因为对于一个雷达其关联 的地方分别为上下左右，不能够斜线。则与雷达A关联的其它雷达间是不会有联系的。所以不会形成环。可以转换成 2个集合间的关联关系。所以我们可以通过拆点法

首先注意区分“最小路径覆盖”(minimum path cover)和“最小边覆盖”(minimum edge cover)以及“最小点覆盖”(minimum vertex cover)之间的区别。

二分图的匈牙利算法 二分图的难点主要在建图； 关于二分图的几个重要公式：     最大匹配数=最小点覆盖     最小边覆盖=顶点总数-最大匹配数

去网上看了不少人的解题报告，但是对于刚接触“最小边覆盖”的我来说....还是很困难滴....于是自己又开始一如以往学习“最大独立集”、“最小点覆盖的”的思考方式啦：在了解一个看似高深的知识点之前，粗略了解这是个什么东东

二分图的最小点权覆盖，选定点集，与该点集有关的边覆盖所有顶点，且该点集的点权值和最小。 有类似于匈牙利算法一样的带权匹配算法，但是这里就不介绍了。

如图，在无向图G=(V,E)中： 1.无向图的最小路径覆盖：即图中的极小边覆盖，注意极小边覆盖的定义不是G中的每个顶点有且仅有一条边与它关联！！！

最大匹配 = 最小点覆盖 = 所有定点数 - 最大独立集  　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　||    　　　　　　　　　 　　　　  　　　最小边覆盖

相应地，图G的边覆盖是一个边集合E，使得G中的每一个顶点都接触E中的至少一条边。 如果只说覆盖，则通常是指顶点覆盖，而不是边覆盖。 在二分图中  ：最

id=3041 　　很基础的最小点覆盖题目，把X,Y坐标轴上的点分别看做X集合和Y集合，然后如果有asteroid就连边，很容易看出就是把所有的边覆盖，即用最少的点覆盖所有的边。 　　

原文地址 ======== 对于任意图： |最小边覆盖|+|最大匹配|=|V| 二分图的最大匹配=最小点覆盖数 对于二分图： 以下数值等价.

一个矩阵中有一些点，用1*2的小矩阵覆盖这些点，求需要的最少小矩阵数； 参考：http://blog.csdn.net/lyy289065406/article/details/6647040 思路：无向图最小边覆盖数

    最小边覆盖 = 最大独立集 = |V| - 最大匹配数　　这个是在原图是二分图上进行的　　最小路径覆盖和最小边覆盖不同，不要求给的图是二分图，而是要求是N x

一开始没看到 You should notice that the roads of two different robots may contain some same point. WA了好几次 它是说如果 1-2 2-3 那么1-3 图的传递性可以用floyd快速求解 View Code #include<stdio.h>#include<

　路径覆盖就是在图中找一些路经，使之覆盖了图中的所有顶点，且任何一个顶点有且只有一条路径与之关联 最小路径覆盖就是找出最小的路径条数，使之成为Ｐ的一个路径覆盖． 最小路径覆盖=顶点数-最大匹配数（貌似与最大独立集同） 建图：集合A,B分别放顶点P,P' 如果出租车在X点可以Y点，则map[x][y]=1;//因为是X->Y,而题意Y显然无法到X,所以单向图 附上测试数据： 1

做了一点，差不多总结下 最大二分匹配有这么几种题目 最大匹配：匈牙利算法 最小点覆盖：等于最大匹配数 最大独立集：顶点数-最大匹配数 最小边覆盖：顶点数-最大匹配数(最小边覆盖有边不可相交，边可以相交

思路：要安放一下类似雷达之类的东西，相邻的一个点会被覆盖，但是，只能覆盖一个，不管是东西南北，那么另外一个被覆盖的点就不用在安放雷达了，求最少的安放雷达的数目；显然就是最小边覆盖问题；对每个坐标表定一个固定的数字

考虑取树边的情况:如果一条树边被所有的断边覆盖且不被连边覆盖时，该树边为可取树边。非树边情况直接扫边求解即可。树边情况需要用些巧

传送门：点击打开链接题意：n个点，每个点至少被一条边覆盖，不存在自环和重边。

numseg[i]数组记录有几条横边需要增加lbd[i],ubd[i]表示当前区间的上下（也可以理解为左右，因为我是按Y轴建树的，所以自然就是上下啦~）两个端点是否被覆盖cover[i]表示当前区间被几条边覆盖

http://endlesscount.blog.163.com/blog/static/821197872012622103810976/二分图最小点覆盖（每条边至少一个顶点在集合里）=最大匹配二分图最小边覆盖

http://endlesscount.blog.163.com/blog/static/821197872012622103810976/二分图最小点覆盖（每条边至少一个顶点在集合里）=最大匹配二分图最小边覆盖

题意具体说什么没怎么看。大致是说，m个n位的二进制数，有的含有*（一个数最多含1个），含*的可以用0或者1代替，即含*的同时表示两个二进制数。现在可以用任意的n位二进制数去覆盖这m个二进制数，如果存在两个二进制数，只有一位对应位上的数字不同，那么可以用一个二进制数去覆盖这两个。问最少使用多少个二进制数可以覆盖所有的这m个二进制数。覆盖的过程可以看做匹配的过程。由此想到用图论来解决此题。建图：1、对

对于该二分图，边即代表用来覆盖的矩阵，问题转化为用最少的边覆盖所有的点。对于已经匹配的点，用匹配的边去覆盖就好了。剩下的点个数=顶点总数-最大匹配数*2.各自需要一个来覆盖，因此

边覆盖、极小边覆

题目链接：http://poj.org/problem?id=3020题目大意：在N*M的矩阵中，有K个城市要覆盖无线网。而一个无线网基站只能覆盖左右相邻或是上下相邻的两个城市。问：至少放置多少个基站，能将这K个城市全部覆盖。输入数据时，'*'表示城市，'o'表示空地。思路：K个城市作为K个点，编号为1~K。如果有两个城市相邻，则两个城市之间建立一条双向边。现在问题变为了怎么从图中选择最少的边，使

又因为在二分图中最小边覆盖=n-最大匹配。所以题目就转化成了求最大匹配数。建图还是要好好想想，图中的相邻点点对处于不同的部集中。（她的构图貌似容

【最小边覆盖(原图是二分图)】：在图中找一些边，使之覆盖了图中所有顶点，且任何一个顶点有且只有一条边与之关联。

HDU2119Matrix(二分图最小边覆盖)http://acm.hdu.edu.cn/showproblem.php?

AntennaPlacementTimeLimit: 1000MS MemoryLimit: 65536KTotalSubmissions: 6458 Accepted: 3192DescriptionTheGlobalAerialResearchCentrehasbeenallottedthetaskofbuildingthefifthgenerationofmobilephonenetsinS

基本裸的最小边覆盖。分析：最小边覆盖=点总数-最大匹配所以就是转化为求最大匹配。跟前面一道题目很相似，也是相同的建图方法，奇偶性建图。

白盒测试又称为覆盖率测试首先介绍覆盖率的概念覆盖率是用来度量测试完整性的一个手段，大体上可以分为两大类：点覆盖和边覆盖覆盖率=被执行的item数/item的总数*100%通过覆盖率数据，可以知道测试工作做得是否充分

白盒测试又称为覆盖率测试首先介绍覆盖率的概念覆盖率是用来度量测试完整性的一个手段，大体上可以分为两大类：点覆盖和边覆盖覆盖率=被执行的item数/item的总数*100%通过覆盖率数据，可以知道测试工作做得是否充分

边覆盖：G中的任意顶点都至少是F中某条边的端点的边的集合最小边覆盖：选出尽量少的边，使得G中的任意顶点都至少是选出的边的某个端点。顶点覆盖：在图G中的任意边都有至少一个端点属于S的顶点集合。

最小边覆盖=最大独立集=n-最大匹配这个是在原图是二分图上进行的最小路径覆盖和最小边覆盖不同，不要求给的图是二分图，而是要求是ＰＸＰ的有向图，不能有环，然后根据原图构造二分图，构造方法是将点一分为二，如

A- AntennaPlacementTimeLimit:1000MS     MemoryLimit:65536KB     64bitIOFormat:%I64d&%I64uSubmit StatusDescriptionTheGlobalAerialResearchCentrehasbeenallottedthetaskofbuildingthefifthgenerationofmobile

所以问题转化为求每条边被环覆盖的次数    设dp[x]表示x所在的父边被新边覆盖的次数    引进一条新边(a,b)后，dp[a]++,dp[b]++    而

设无向图G的顶点个数为n，且无孤立顶点，则      ①设M为G的一个最大匹配，对于G中M的每个未盖点v，选取一条与v关联的边所组成边的集合为N，则W=M∨N为G中的最小边覆盖。      

分析：开始我想到的是贪心算法中的时间调度问题，但是后面发现错啦，这里我们应该是用到二分匹配的最小边覆盖，对于最小

九野的博客，转载请注明出处：http://blog.csdn.net/acmmmm/article/details/10967931 最小边覆盖=N-二分图最大匹配二分图的最小顶点覆盖数=二分图的最大匹配数

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刚开始看到这个题目的时候就觉得想法很明了，就是不知道如何去匹配...去网上看了不少人的解题报告，但是对于刚接触“最小边覆盖”的我来说....还是很困难滴....于是自己又开始一如以往学习“最大独立集”、

相应地，图G的边覆盖是一个边集合E，使得G中的每一个顶点都接触E中的至少一条边。如果只说覆盖，则通常是指顶点覆盖，而不是边覆盖。在二分图中 ：最大匹配数=最小顶点覆盖数；求二分图最大匹配可

最大匹配，最小点覆盖，最大点独立，最小边覆盖，最大边独立，最小路径覆盖最大匹配：匈牙利算法最小点覆盖=最大匹配最大点独立=n（顶点数）-最小点覆盖最大边独立=n-最小边覆盖最小路径覆盖=p（n/2）-最大匹配

转载：http://blog.csdn.net/leolin_/article/details/7199688最小边覆盖 =最大独立集=|V|-最大匹配数这个是在原图是二分图上进行的最小路径覆盖和最小边覆盖不同

有向无环图的最小路径覆盖（数）=二分图的最小边覆盖集（数）=二分图的最大独立集（数）=全集-二分图的最小点覆盖集（数）=全集-二分图的最大匹配数PS：此题的边是双向的，所以匹配数会多一倍，于是要ans/

鉴于我一直没有分清楚最小边覆盖与最小路径覆盖的关系，于是我就写写总结。边覆盖集：通俗地讲，所谓边覆盖集，就是G中所有的顶点都是E*中某条边的邻接顶点（边覆盖顶点），一条边只能覆盖2个顶点。