有一张 \(n\) 个点的竞赛图，\(m\) 组询问，每组询问给定 \(s, k\)，以及 \(t_1 \sim t_k\)，问以 \(t_1 \sim t_k\) 为源点，\(s\) 为汇点的最大流。
\(n \le 3000, m, \sum k \le 30000\)
直接跑显然不行，使用“最大流转最小割”这个经典套路。
回归本真，将 \(n\) 个点分成两个不相交的集合 \(S, T\)，\(s \in S, t_1 \sim t_k \in T\)。则这种情况下割开的代价是 $f(T, S) = \sum \limits_{u \in T, v \in S} w(u, v) $
但是这个形式并不好直接计算，因为涉及到了两个点，不能拆开计算。
现在还没用用到竞赛图这个性质，即两两之间都有一条有向边，说明 \(w_{u, v} + w_{v, u} = 1\)。于是可以得到：
现在有了两个变量之和，再找到它们的差 \(C = f(T, S) - f(S, T)\)，就可以解出来了。
仔细观察，\(w_{u, v} = 1\) 时对 \(C\) 的影响为 \(1\)；\(w_{u, v} = 0(w_{v, u = 1})\) 时对 \(C\) 的贡献为 \(-1\).
也就是 \((u, v)\) 这条边对 \(u\) 时出边贡献为 \(1\)，入边就是 \(-1\)。所以可以得到：\(C = \sum\limits_{u \in T} out_u - in_u\)。
当然，这里不包含 \(T\) 集合内的连边。但是在上面那个式子里，\(T\) 集合内的连边 \((x, y)\)，会算一次 \(1\)、一次 \(-1\)，所以毫无影响。于是对于 \(u \in T\)，\(in_u, out_u\) 就和 \(T\) 没关系了，就是整张图的入度、出度。
然后就好办了，枚举 \(|T|\)，最大化 \(C\)，选择 \(out_u - in_u\) 较大的点即可。
时间复杂度：\(O(nm + \sum k)\)。
直接算不好算，转为最小割模型，然后利用竞赛图找到两数之和，进而想到去找两数之差，使得答案可以被拆成单点的。