考慮這樣一種網絡流問題：需要對同一個圖求多次最大流。則在每次求最大流之前，需要將所有邊的容量全部恢復到初始值（求最大流的過程中，邊的容量f值被改變了）。不過這還不算最猥瑣的，有的時候，我們需要在每次求最大流之前都刪去圖中的一些點或一些邊，或者改變某些原有的邊的容量，特別是需要刪點或刪邊的情況爆難搞。因為，一般的邊表中邊類型定義如下：
表示這條邊起點為a，終點為b，容量為f，鄰接邊（就是下一條起點為a的邊）的編號為next。
如果要求多次最大流，那么在每次求最大流之前就要把所有邊的容量恢復到初始值，解決方法是引入一個“初始容量”域fs，在這條邊剛剛被加入的時候將它的fs值和f值都設為初始給它的容量，在恢復時，只要將所有邊的f值恢復到fs即可。若要改變邊容量，則將該邊的fs值和f值都設為改變后的容量即可。

下面來分析需要刪邊或刪點的情況。在這種情況下，如果采用只有next的單向鏈表，則刪除時next域極難處理，而且，在一般的邊表中，還設立了表頭hd，hd[a]表示邊表中起點為a的第一條邊的編號。因此，若刪除的邊<a, b, f>是起點為a的第一條邊，還會影響hd[a]的值，使情況變得更為復雜。因此，必須采用雙向鏈表！還記得Dancing Link么？邊表其實也可以搞成Dancing Link，方法如下：
設圖中有N個點，M條邊（注意，這M條邊只包括正向邊，不包括反向邊。由于每條正向邊<a, b, f>都對應一條反向邊<b, a, 0>，因此邊表中邊的數目其實是M+M）。首先把邊表ed的0~N這(N+1)個位置（下標）空出來，作表頭（表頭不是邊，因此在遍歷邊的時候不會遍歷到它們）。其中，ed[0]為總表頭，用于遍歷ed[1..N]中每個未被刪去的點；ed[1..N]為單點表頭，ed[i]用來遍歷圖中所有以i為起點的邊（和DLX中的二維DL驚人相似）。然后，若N為偶數，則空一個位置（也就是將ed[N+1]丟棄不用），這是因為我們在增廣過程中需要引用到一條邊對應的逆向邊（正向邊對應反向邊，反向邊對應正向邊），一般認為編號為p的邊對應的逆向邊是p ^ 1，這樣，就要求圖中所有正向邊的編號都是偶數，所有反向邊的編號都是奇數（否則會造成混亂）。因此當N為偶數時，(N+1)為奇數，不能放置第一條正向邊，需要從ed[N+2]開始放置正向邊。若N為奇數則不用空位。
接下來就是邊類型了。在這里，邊類型一共需要包括6個域：a, b, fs, f, pre, next，表示這條邊起點為a，終點為b，初始容量為fs，當前容量為f，上一條起點為a的邊編號為pre，下一條起點為a的邊編號為next。注意，和DL一樣，整個鏈表是循環的，也就是我們認為表中最后一條起點為a的邊的下一條鄰接邊編號就是a（表頭），同樣，a的上一條鄰接邊也就是這條邊。
接下來就是幾個重要過程了。
（1）初始化表頭：
這里n是圖中的點數（相當于N），m是邊的編號指針（相當于DLX中的nodes）
（2）添加新邊：
這個和DLX類似，不解釋了囧……

最后進入最核心的部分——到底如何處理刪邊或刪點？有了DL型邊表就爆好搞了：刪去一條邊，只要直接刪去該邊在DL中的位置即可：
恢復一條已刪去的邊：
需要刪點的情況類似，對單點表頭處理即可。

【具體題目】PKU1815
這題就是求有向圖的字典序最小的最小點割集問題，方法是先求出最小點連通度（有關最小點連通度的求法見圖的連通度問題的求法），然后按編號遞增順序枚舉每個點，若刪去該點（其實是刪去建成的新圖中該點i'到該點附加點i''之間的邊）后圖的最小點連通度減小，則應刪去該點，否則不應刪去該點。刪去后，繼續枚舉下一個點，直到求出點割集為止。
注意，本題只有刪邊，沒有刪點，因此總表頭可以不需要，直接從ed[0]開始作單點表頭。此時，關于是否空位就剛好反過來了：如果N是奇數就要空位，N是偶數不空位（不過這題里由于建出的網絡流圖中有2*N0個結點，總是偶數，可以不管，不過本沙茶還是管這個了）。

代碼（神犇不要鄙視）：