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没有一篇题解是从上下界网络流的角度去理解建图的，个人认为，从这个角度理解是最为自然的。

主要思想是将第 $i$ 天拆成两个点（即早上 / 下午），用 $i\to i'$ 的流量下界刻画毛巾限制 $r_i$；并将送洗操作转化为向后缀连边。答案即为该图的（有源汇）最小费用可行流：

1. $s\to i$，$[0,+\infty],p$
2. $i \to i',[r_i,+\infty],0$
3. $i'\to t,[0,+\infty],0$
4. $i'\to i'+1,[0,+\infty],0$
5. $i'\to i+m,[0,+\infty],s$
6. $i'\to i+n,[0,+\infty],f$

发现存在下界的边只有 $i \to i'$，根据上下界网络流的做法，从超级源点 $S$ 向 $i'$ 连上界为 $r_i$ 的边，从 $i$ 向超级汇点 $T$ 连上界为 $r_i$ 的边；原图的汇点 $t$ 向源点 $s$ 连上界 $+\infty$ 的边。

那么存在一条可能的流形如 $S \to i' \to t \to s \to i \to T$，其中 $s\to i$ 费用为 $p_i$ ，$S \to i'$ 受到 $r_i$ 的上界限制。对应着购买一块餐巾给第 $i$ 天的情况。

而在大部分题解的建图中，略去了原图的源汇点 $s,t$，用 $S\to i$，费用为 $p_i$ 的边取代了 $S \to i' \to t \to s \to i$ 的这样一条路径。可以看出，这时原本 $S \to i'$ 的上界限制在这里并不存在；这会造成细微的歧义，虽然在原题的数据范围下，这种做法的结果是完全正确的。

（歧义具体是：考虑给送洗餐巾数目加上限制，并存在负数送洗代价的情况，这种建图认为每天可以产生 $\ge r_i$ 块脏餐巾，而上下界的建图认为只能产生恰好 $r_i$ 块；即使 $S\to i$，费用为 $p_i$ 的边加上 $r_i$ 的上界也如此）

所以，对简化后建图的理解应该是：钦定 $i\to i'$ 的边有至少 $r_i$ 的流量，那么在 $S\to i'$ 以及 $i\to T$ 连接上界为 $r_i$ 的边，通过流形如 $S \to i' \to t \to s \to i$ 的路径（或者送洗的路径），流满之后撤去 $S,T$，$i$ 就恰好出度多 $r_i$，$i'$ 入度少 $r_i$，刚好对应 $i\to i'$ 边的流量。也即上下界网络流的思想，在减去边流量下界的图上跑最大流进行调整，使得每个点流量平衡。