[算法分析]
　　这道题给出了一张有向图，有向图中没有圈，一个点仅被访问一次 ，也就是说一个点仅存于一条飞行路线上，并且每次飞行可以从任意点开始和结束，这正是典型的路径覆盖的模型。因此，题目实际上就是要求最小路径覆盖数。
　　我们把图中的每个顶点拆成两个顶点xi和yi，且若原图中点i到点j有边的话，则新图中在xi和yj间连一条边。可以看到，新图是一张二分图。由于题目保证了图中不存在圈，所以最小路径覆盖数＝顶点数（原图 ）－最大匹配数。我们采用匈牙利算法来求二分图的最大匹配。

[具体解法]
　　设数组up[1..n] --- 标记二分图的上半部分的点。
　　　　　down[1..n] --- 标记二分图的下半部分的点。
　　　　　map[1..n，1..n] --- 表示二分图的上，下部分的点的关系。
　　　　　　　　　　True-相连， false---不相连。
　　　　　over1[1..n]，over2[1..n] 标记上下部分的已盖点。
　　　　　use[1..n，1..n] - 表示该条边是否被覆盖 。

　　首先对读入数据进行处理 ，对于一条边(x，y) ，起点进集合up，终点进集合down。 标记map中对应元素为true。

　　1. 寻找up中一个未盖点 。
　　2. 从该未盖点出发 ，搜索一条可行的路线 ，即由细边出发， 由细边结束， 且细粗交错的路线 。
　　3. 若找到 ，则修改该路线上的点所对应的over1，over2，use的元素。重复步骤1。
　　4. 统计use中已覆盖的边的条数total，总数n减去total即为问题的解。

[解题心得]
　　这道题并不难，但是如果对于图论的模型不熟悉的话，未必能够很快得到有效的算法。因此，我们应当熟练掌握各种基本算法，才能在解题过程中加以灵活应用。另外，对于现成的算法，我们也应当尽力优化，力求用简洁高效的代码来实现。