思路是百度大牛得到的，代码是自己写的（当然用到了模版）
题意：火星人要和地球人PK，地球人间谍搞到了一份情报：火星人要搞伞兵，登陆在地球一个row*col的地图上，而且知道伞兵的数量和每个伞兵要降落的格子。为了消灭敌人，可以在某一行或者某一列安置激光枪。每个激光枪可以瞬间消灭这一行（或者列）的敌人。
安装消灭第i行的激光枪消费是ri。
安装消灭第j行的激光枪消费是ci。
现在总部要你花费最小的费用，安装好足够的激光枪去消灭所有的火星人，问最小的花费是多少。
这里花费的定义有点不同：是每个激光器消费的乘积。
思路：最小割_最大流，EK超时，用dinic模板做，不是一般的快。把伞兵看成边，行列看成节点，转化为了带权二分图最小点覆盖。加入超级源点和超级汇点，源点和所有行节点相连(权值ri)，所有列节点和汇点相连(权值ci)，如果a行b列有敌人，则把节点a和节点b相连。则问题又可以转化求最小割。
因为对任一敌人<a,b>，必然有source-->a-->b-->sink，故路径上的三条边<source,a>,<a,b>,<b,sink>中至少有一条边在割中,我们把<a,b>的权值设置为无限大，则其不可能被选中。于是割边集中必然有<source,a>和<b,sink>中的至少一条，也即对应选择了相应的行或列，我们把这些边的权值设置为花费，则最小割即是总花费的最小方案。
最小割：对于图中的两个点(一般为源点和汇点)来说，如果把图中的一些边去掉，如果它们之间无法连通的话，则这些边组成的集合就叫为割了。如果这些边有权值，最小割就是指权值之和最小的一个割。
最大流最小割：应用于网络中，指总流量不超过链路可承载的最大值，且在每条子路径上取尽可能少的流量。对任意一个只有一个源点一个汇点的图来说，从源点到汇点的最大流等于最小割。
花费是乘积，那么转化成log之后就是求和了。所以转化为求最小的和是多少。
一个敌人在a行b列，那么他可以被大炮ra，或者cb消灭。
建立二分图：左边是r行，右边是c列。一个敌人在a行b列，就连接左边的点a和右边的点b。这样，一条边就表示了消灭一个敌人。
那么选取一些点，是这些点的权值之和最小，同时覆盖所有的边（敌人），就是我们的答案了。显然，问题转化为：最小点权覆盖。建图如下：
二分图x和y两部分。
一个超级源点s，和x连接，容量是x的权值。
一个超级汇点t，y和t连接，容量是y的权值。
如果x中点a和y中点b有边，连接ab，权值无限大。
#include<stdio.h>
#include<string.h>
#include<iostream>
#include<cmath>
#define INF 10000000
using namespace std;
const int EDGE_NUM = 20001;//边数
const int POINT_NUM = 501;//点数
struct edge
{
int v;//点
int next;//下一边
double value;//当前边流量
}edge[2*EDGE_NUM];//边信息，以邻接表形式存储
int p[POINT_NUM];//p[i]记录最后一条以i为起点的边的id,即以i为起点的最后一条边为edge[p[i]],而edge[p[i]].next则为以i为起点的倒数第二条边，以此类推
int level[POINT_NUM];//level[i]记录i点的层次
int que[POINT_NUM],out[POINT_NUM];//辅助数组
int edgeNumber;
void init()
{
edgeNumber = 0;
memset(p,-1,sizeof(p));
}
inline void addEdge(int from,int to,double value)//添加边，以邻接表形式存储
{
edge[edgeNumber].v = to;
edge[edgeNumber].value = value;
edge[edgeNumber].next = p[from];
p[from] = edgeNumber++;
edge[edgeNumber].v=from;
edge[edgeNumber].value=0;
edge[edgeNumber].next=p[to];
p[to]=edgeNumber++;
}
double Dinic(int source,int sink,int n)
{
int i;
double maxFlow = 0;
while(true)
{
int head,tail;
for(i=0;i<n;i++)level[i] = 0;
level[source] = 1;//源点为第一层
head = 0;tail = 0;
que[0] = source;//que这里当队里使用
while(head<=tail)//BFS该剩余图，计算每个可达点层次
{
int cur = que[head++];
for(i=p[cur];i!=-1;i=edge[i].next)
{
if(edge[i].value>0&&level[edge[i].v]==0)
{
level[edge[i].v] = level[cur]+1;
que[++tail] = edge[i].v;
}
}
}
if(level[sink]==0)break;//不存在增广路
for(i=0;i<n;i++)out[i]=p[i];//out[i]动态记录可用边
int q = -1;//q为已经搜索到的点的个数,que存放途径边信息
while(true)//DFS剩余图，查找增广路
{
if(q<0)//当前路为空
{
int cur = out[source];
for(;cur!=-1;cur=edge[cur].next)//查找第一条边
{
if(edge[cur].value>0&&out[edge[cur].v]!=-1&&level[edge[cur].v]==2)//合法第一条边必须满足：1.流量大于0;2.终点有可用边 3:终点层次为2
break;
}
if(cur==-1)break;//找不到第二层，当前剩余图已经没有增广路
que[++q]=cur;//存入第一条边id
out[source]=edge[cur].next;
}
int curnode = edge[que[q]].v;//当前路的终点
if(curnode==sink)//找到一条增广路
{
double thisflow = edge[que[0]].value;//thisflow为当前增广路的流量
int index = 0;//标记最小流量边的id
for(i=1;i<=q;i++)
{
if(thisflow>edge[que[i]].value)
{
thisflow=edge[que[i]].value;
index = i;
}
}
maxFlow+=thisflow;
// cout<<"test"<<endl;
for(i=0;i<=q;i++)
{
edge[que[i]].value-=thisflow;
edge[que[i]^1].value+=thisflow;//与其方向相反的边
}
q = index-1;//查找下一条增广路时可直接使用当前路的前q条边
}
else//尚未找到汇点
{
int cur = out[curnode];
for(;cur!=-1;cur=edge[cur].next)
{
if(edge[cur].value>0&&out[edge[cur].v]!=-1&&level[edge[cur].v]==level[curnode]+1)
break;
}
if(cur==-1)//没有下一条路
{
out[curnode]=-1;//标记当前点的可达边为0
q--;
}
else
{
que[++q]=cur;
out[curnode]=edge[cur].next;//下一次搜索时可达边从edge[cur].next开始查找
}
}
}
}
return maxFlow;
}
int main()
{
int Nn,Ff,Dd;
int Case;
scanf("%d",&Case);
double temp;
while(Case--)
{
scanf("%d%d%d",&Nn,&Ff,&Dd);
init();
for(int i=1;i<=Nn;i++)
{
scanf("%lf",&temp);
addEdge(0,i,log(temp));
}
for(int i=1;i<=Ff;i++)
{
scanf("%lf",&temp);
addEdge(i+Nn,Nn+Ff+1,log(temp));
}
int aa,bb;
for(int i=1;i<=Dd;i++)
{
scanf("%d%d",&aa,&bb);
addEdge(aa,bb+Nn,INF);
}
printf("%.4lf\n",exp(Dinic(0,Nn+Ff+1,Nn+Ff+2)));
}
return 0;
}