Изменения

Основную сложность представляют операции сжатия и восстановления цветков. Чтобы эффективно это делать, для каждой вершины необходимо хранить указатель на базу цветка, которому она принадлежит, или на себя в противном случае. Предположим, что для поиска паросочетаний в сжатом графе, мы используем обход в ширину. Тогда на каждой итерации алгоритма будет строиться дерево обхода в ширину, причём путь в нём до любой вершины будет являться чередующимся путём, начинающимся с корня этого дерева. Будем класть в очередь только те вершины, расстояние от корня до которых в дереве путей чётно. Также для каждой вершины, расстояние до которой нечётно, в массиве предков <tex>p[]</tex> необходимо хранить её предка {{---}} чётную вершину. Заметим, что если в процессе обхода в ширину мы из текущей вершины <tex>v</tex> приходим в такую вершину <tex>u</tex>, что она является корнем или принадлежит паросочетанию и дереву путей, то обе эти вершины принадлежат некоторому цветку. Действительно, при выполнении этих условий эти вершины являются чётными вершинами, следовательно расстояние от них до их наименьшего общего предка имеет одну чётность. Найдём наименьшего общего предка <tex>lca(u,v)</tex> вершин <tex>u</tex>, <tex>v</tex>, который является базой цветка. Для нахождения самого цикла необходимо пройтись от вершин <tex>u</tex>, <tex>v</tex> до базы цветка. В явном виде цветок сжимать не будем, просто положим в очередь обхода в ширину все вершины, принадлежащие цветку. Также для всех чётных вершин (за исключением базы) назначим предком соседнюю вершину в цикле, а для вершин <tex>u</tex> и <tex>v</tex> назначим предками друг друга. Это позволит корректно восстановить цветок, в случае, когда при восстановление восстановлении увеличивающего пути, мы зайдем в нечётную вершину цикла.