给个链接：BigCliqueEverywhere。先说一下团（clique）是什么，其实就是完全图。考虑什么情况下不满足题意。我们可以先建出补图，下面的东西都在补图中完成。我们首先给出结论：如果该图中有奇环（不是二分图），则条件不成立，否则成立。这里证明一下：如果存在奇环，则把点集设为这个奇环中的点，那

[AGC032B]BalancedNeighborslink:https://atcoder.jp/contests/agc032/tasks/agc032_bDescription  给定整数\(N\)，构造一个从\(1\)到\(N\)编号的\(N\)个节点的无向图，使得：该图不含有重边和自环，并且是连通的。每个节点的所有邻接节点的编号之和相同。  \(N\l

shaberround。A显然都会变成1。枚举穿过1的那次操作在哪，剩下两边的答案直接算出来就行。B不会。C完全子图的判定，直接考虑建立补图。那么补图一定是一张二分图。染色判定。如果我们划分为了\(n=x+y\)两个大小的完全子图那么答案就是\(\frac{x(x-1)+y(y-1)}{2}\)，显然

二分图最大匹配：定义：给定一个二分图\(G\)，即分左右两部分，各部分之间的点没有边连接，要求选出一些边，使得这些边没有公共顶点，且边的数量最大。方法：Dinic/染色二分图的最小顶点覆盖定义：假如选了一个点就相当于覆盖了以它为端点的所有边。最小顶点覆盖就是选择最少的点来覆盖所有的

就是\(m\)组询问补图的最小生成树上的树链最大值。有两种基本思路求这棵树。第一种，Kruskal，基于找到最小的边使两端点不连通。考虑补图中\((x,y)\)的边权，它是原图最小生成树上的树链最大值。从小到大枚举补图的边，相当于从小到大枚举原图最小生成树的边\((u,v,w)\)，然后：令原图

洛谷传送门AtCoder传送门比较需要观察的题。设\(v\)为所有边权异或和。直觉是设一条未确定权值的边边权为\(v\)，其他的为\(0\)最优。证明大概就是讨论MST是否全部使用未确定权值的边。若全使用了，那么根据\(\oplusw\le\sumw\)可知\(\min\sumw=\oplusw\)，并且

成品B站链接WallpaperEngine可用：搜索Alice_StarCried简述参考了B站的两个自学教程，都是直接搜能搜到的。PS、AE零基础。因为需要渲染所用电脑配置有一定需求，额外用了数位板。AE使用了现成脚本。从学习到制作完成总用时不过四天。所需技能为PS基本使用，包括抠图、补图等，

P1285队员分组模拟赛出了一道只用求较小的一个组的人数的这题。赛时编了一个时间复杂度卡满可能会被卡常的做法，大概是这样的：如果给定的图是完全图，那么答案就是\(\lfloor\frac{n}{2}\rfloor\)，否则就一定存在点对\((u,v)\)满足\(u\)，\(v\)之间没有边相连。将\(u\)塞进点集

http://codeforces.com/contest/920/problem/EE.ConnectedComponents?timelimitpertestmemorylimitpertestinputoutputn verticesand  edges.Insteadof