题意：给定nxn的矩阵值，为每行每列找一个row(i) col(i)使得w(i,j)<=row(i)+col(j) 且要求row(i) 从来col(j)总和最小

做法：最开始死活是想不到这货是二分图有毛线关系啊QAQ， 而且，我还以为row col都是已知的数当中找出来的==

引用：
KM算法是通过给每个顶点一个标号（叫做顶标）来把求最大权匹配的问题转化为求完备匹配的问题的。设顶点Xi的顶标为A[i]，顶点Yi的顶标为B [i]，顶点Xi与Yj之间的边权为w[i,j]。在算法执行过程中的任一时刻，对于任一条边(i,j)，A[i]+B[j]>=w[i,j]始终 成立。KM算法的正确性基于以下定理： 
　　若由二分图中所有满足A[i]+B[j]=w[i,j]的边(i,j)构成的子图（称做相等子图）有完备匹配，那么这个完备匹配就是二分图的最大权匹配。 
　　这个定理是显然的。因为对于二分图的任意一个匹配，如果它包含于相等子图，那么它的边权和等于所有顶点的顶标和；如果它有的边不包含于相等子图，那么它的边权和小于所有顶点的顶标和。所以相等子图的完备匹配一定是二分图的最大权匹配。 
　　初始时为了使A[i]+B[j]>=w[i,j]恒成立，令A[i]为所有与顶点Xi关联的边的最大权，B[j]=0。如果当前的相等子图没有完备匹配，就按下面的方法修改顶标以使扩大相等子图，直到相等子图具有完备匹配为止。 
　　我们求当前相等子图的完备匹配失败了，是因为对于某个X顶点，我们找不到一条从它出发的交错路。这时我们获得了一棵交错树，它的叶子结点全部是X顶点。现在我们把交错树中X顶点的顶标全都减小某个值d，Y顶点的顶标全都增加同一个值d，那么我们会发现： 
两端都在交错树中的边(i,j)，A[i]+B[j]的值没有变化。也就是说，它原来属于相等子图，现在仍属于相等子图。 
两端都不在交错树中的边(i,j)，A[i]和B[j]都没有变化。也就是说，它原来属于（或不属于）相等子图，现在仍属于（或不属于）相等子图。 
X端不在交错树中，Y端在交错树中的边(i,j)，它的A[i]+B[j]的值有所增大。它原来不属于相等子图，现在仍不属于相等子图。 
X端在交错树中，Y端不在交错树中的边(i,j)，它的A[i]+B[j]的值有所减小。也就说，它原来不属于相等子图，现在可能进入了相等子图，因而使相等子图得到了扩大。 
　　现在的问题就是求d值了。为了使A[i]+B[j]>=w[i,j]始终成立，且至少有一条边进入相等子图，d应该等于min{A[i]+B[j]-w[i,j]|Xi在交错树中，Yi不在交错树中}。 
　　以上就是KM算法的基本思路。但是朴素的实现方法，时间复杂度为O(n4)——需要找O(n)次增广路，每次增广最多需要修改O(n)次顶 标，每次修改顶标时由于要枚举边来求d值，复杂度为O(n2)。实际上KM算法的复杂度是可以做到O(n3)的。我们给每个Y顶点一个“松弛量”函数 slack，每次开始找增广路时初始化为无穷大。在寻找增广路的过程中，检查边(i,j)时，如果它不在相等子图中，则让slack[j]变成原值与A [i]+B[j]-w[i,j]的较小值。这样，在修改顶标时，取所有不在交错树中的Y顶点的slack值中的最小值作为d值即可。但还要注意一点：修改 顶标后，要把所有的slack值都减去d。

说了一堆废话，总而言之就是要求对上了== 所以把数字带进去得出的就是最终结果

#include <stdio.h>
#include <string.h>
#define M 555
#define inf 0x3f3f3f3f
using namespace std;
int abs(int x)
{
    return x>0?x:-x;
}
int n,m,nx,ny;
int link[M],lx[M],ly[M],slack[M];///lx,ly为顶标，nx,ny分别为x点集y点集的个数
int visx[M],visy[M],w[M][M];

int DFS(int x)
{
    visx[x] = 1;
    for (int y = 1; y <= ny; y ++)
    {
        if (visy[y]) continue;
        int t = lx[x] + ly[y] - w[x][y];
        if (t == 0)
        {
            visy[y] = 1;
            if (link[y] == -1||DFS(link[y]))
            {
                link[y] = x;
                return 1;
            }
        }
        else if (slack[y] > t)  ///不在相等子图中slack 取最小的
            slack[y] = t;
    }
    return 0;
}
int KM()
{
    int i,j;
    memset (link,-1,sizeof(link));
    memset (ly,0,sizeof(ly));
    for (i = 1; i <= nx; i ++)          ///lx初始化为与它关联边中最大的
        for (j = 1,lx[i] = -inf; j <= ny; j ++)
            if (w[i][j] > lx[i])
                lx[i] = w[i][j];

    for (int x = 1; x <= nx; x ++)
    {
        for (i = 1; i <= ny; i ++)
            slack[i] = inf;
        while (1)
        {
            memset (visx,0,sizeof(visx));
            memset (visy,0,sizeof(visy));
            if (DFS(x))     ///若成功（找到了增广轨），则该点增广完成，进入下一个点的增广
                break;  ///若失败（没有找到增广轨），则需要改变一些点的标号，使得图中可行边的数量增加。
            ///方法为：将所有在增广轨中（就是在增广过程中遍历到）的X方点的标号全部减去一个常数d，
            ///所有在增广轨中的Y方点的标号全部加上一个常数d
            int d = inf;
            for (i = 1; i <= ny; i ++)
                if (!visy[i]&&d > slack[i])
                    d = slack[i];
            for (i = 1; i <= nx; i ++)
                if (visx[i])
                    lx[i] -= d;
            for (i = 1; i <= ny; i ++) ///修改顶标后，要把所有不在交错树中的Y顶点的slack值都减去d
                if (visy[i])
                    ly[i] += d;
                else
                    slack[i] -= d;
        }
    }
    for(int i=1;i<nx;i++) printf("%d ",lx[i]);printf("%d\n",lx[nx]);
    for(int i=1;i<ny;i++) printf("%d ",ly[i]);printf("%d\n",ly[ny]);
    int res = 0;
    for (i = 1; i <= ny; i ++)
        if (link[i] > -1)
            res += w[link[i]][i];
    return res;
}
int main()
{
    //freopen("cin.txt","r",stdin);
    int n;
    while(~scanf("%d",&n))
    {
        nx=ny=n;
        for(int i=1;i<=n;i++)
        {
            for(int j=1;j<=n;j++)
            scanf("%d",&w[i][j]);
           // printf("%d ",w[i][j]);
        }
        printf("%d\n",KM());
    }
    return 0;
}