UOJ#37. 【清华集训2014】主旋律
题目大意:
传送门
题解:
神题……Orz。
首先正难则反。
设$f_S$表示选取点集状态为s时,这部分图可以构成非强联通图的方案数。
设$p_{S,i}$表示点集s缩点后有i个入度为0点的方案数,保证$i<|S|$。
设$e[S,T]$表示从S集合到T集合的边数。
很显然有。
好吧,并不显然……还是来解释一下……
考虑求$f_S$,我们知道缩点后必然会有一些点环的入度为0,但数量并不确定,我们强制性的让一部分图构成一部分缩点后为i个入度为0的子图。然后将这部分图随意连向剩余子图,至于剩余子图内部也可以随便连。但是显然当$T==S$时,我们需要让被选择的图缩点后至少要有2个入度为0的点。
然后这个东西显然(这次是真的)是会重的,为了去重,我们使用容斥原理,这样我们就得到了上面这玩意。
问题是这东西怎么求……
我们设。
值得注意的会发现$g_S$和其他子图不太一样(缩点后有至少两个入度为0的点?)……
我们先想这东西怎么搞……
先假设已经知道$T\neq S$的$g$值。
那么考虑当我们枚举到$T==S$时,由于我们已经将两部分图中连边的方案容斥完了(因为$T==S$时,T不可能再向$S-T$连边)。那么还剩下的就是两部分图中不连边的方案还没有容斥完。(请注意是两部分)
为了满足容斥,$g_S$此时应该记录的是分成若干个联通块以后没有边的方案数。
这样的话就会导致一个问题$g_S$对于$f_S$和$f_S+I,I\cap S \neq |I|$的意义是不一样的。但$S+I$太遥远了,我们先考虑对于S的意义该怎么算。
我们还是可以枚举$S$的子集,我们会得到$g_S=-\sum_T g_T * (2^{e[S-T,S-T]}-f_{S-T})$即我们强制一部图为一个强联通分量,另外一部分图我们使其数量任意。为了使其构成我们想要的意义,那么我们强行不让他们连边。这样我们$S$相对与$T$就多了一个强联通分量,故要乘上$-1$。
但这样会出现一个问题,就是我们必然会算重。比如$g_T$中是包含缩成1个点的方案的,$S-T$我们又让它缩成了1个点,这样我们比如会重复计算。当然出重的不只这些。
那么为了避免出现这种情况,同时枚举时必然是两个非空子集。那我们就强制让一个点划分到一部分子集里。这样我们就可以解决这个问题了。
回来考虑$g_S$对$S+I$该怎么算,我们注意到他们之间的区别是当对于$S$时,我们要求分成至少两个强联通分量,而$S-T$时则可以只有1个,那么我们直接给$g_S$加上$2^{e[S,S]-f_S}$不就完事了。
真难表述……(辣鸡linux没有仿宋字体,看得好难受
代码:
1 #include "bits/stdc++.h" 2 3 using namespace std; 4 5 inline int read(){ 6 int s=0,k=1;char ch=getchar(); 7 while (ch<'0'|ch>'9') ch=='-'?k=-1:0,ch=getchar(); 8 while (ch>47&ch<='9') s=s*10+(ch^48),ch=getchar(); 9 return s*k; 10 } 11 12 const int N=20,M=1<<N,mod=1e9+7; 13 14 int n,m,S; 15 int edge[M],num[M],bin[N*N],f[M],g[M],e[M],redge[M],w[M],lgs[M]; 16 17 int main(){ 18 //freopen(".in","r",stdin); 19 //freopen("vio.out","w",stdout); 20 register int i,j,k,res; 21 n=read(),m=read(); 22 for (i=1;i<=m;++i) { 23 j=read(),k=read(); 24 edge[1<<j-1]^=1<<k-1; 25 redge[1<<k-1]^=1<<j-1; 26 } 27 for (i=bin[0]=1;i<=m;++i) j=(bin[i-1]<<1),j<mod?bin[i]=j:bin[i]=j-mod; 28 29 for (S=1<<n,i=1;i^S;++i) num[i]=num[i>>1]+(i&1); 30 for (i=1,lgs[0]=-1;i^S;++i) lgs[i]=lgs[i>>1]+1; 31 for (i=1;i^S;++i) j=bin[lgs[i]],e[i]=e[i^j]+num[redge[j]&(i^j)]+num[edge[j]&(i^j)]; 32 for (i=1;i<S;++i) { 33 k=i&-i,res=i^k; 34 for (j=res&res-1;j;j=j-1&res) { 35 g[i]+=1ll*g[res^j]*(bin[e[j^k]]-f[j^k]+mod)%mod; 36 g[i]<mod?0:g[i]-=mod; 37 } 38 if (num[i]>1) g[i]+=g[res],g[i]<mod?0:g[i]-=mod; 39 g[i]=g[i]?mod-g[i]:0; 40 for (j=res;j;j=j-1&i) { 41 k=bin[lgs[i^j]]; 42 w[i^j]=w[i^j^k]+num[redge[k]&j]-num[edge[k]&(i^j^k)]; 43 f[i]+=1ll*bin[e[i^j]+w[i^j]]*g[j]%mod; 44 f[i]<mod?0:f[i]-=mod; 45 } 46 f[i]+=g[i]; 47 f[i]<mod?0:f[i]-=mod; 48 g[i]+=(bin[e[i]]-f[i]+mod)%mod; 49 g[i]<mod?0:g[i]-=mod; 50 } 51 printf("%d\n",(bin[m]-f[S-1]+mod)%mod); 52 return 0; 53 }
转载于:https://www.cnblogs.com/Troywar/p/8879470.html
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