【BZOJ 3812】 3812: 主旋律 (容斥原理**)
3812: 主旋律
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响应主旋律的号召,大家决定让这个班级充满爱,现在班级里面有 n 个男生。如果 a 爱着 b,那么就相当于 a 和 b 之间有一条 a→b 的有向边。如果这 n 个点的图是强联通的,那么就认为这个班级是充满爱的。不幸的是,有一些不好的事情发生了,现在每一条边都可能被摧毁。我作为爱的使者,想知道有多少种摧毁的方式,使得这个班级任然充满爱呢?(说人话就是有多少边的子集删去之后整个图仍然强联通。)Input
第一行两个数 n 和 m,表示班级里的男生数和爱的关系数。接下来 m 行,每行两个数 a 和 b,表示男生 a 爱着男生 b。同时 a 不等于 b。所有男生从 1 到 n 标号。同一条边不会出现两遍,但可能出现 a 爱着 b,b 也爱着 a 的情况,这是两条不同的边。Output
输出一行一个整数,表示对 109+7 取模后的答案。Sample Input
5 15
4 3
4 2
2 5
2 1
1 2
5 1
3 2
4 1
1 4
5 4
3 4
5 3
2 3
1 5
3 1Sample Output
9390HINT
对于 100% 的数据满足: n≤15,0≤m≤n(n−1)。Source
【分析】
此乃神题也!
看了好久题解啊。。【想不出来还不懂。。
嗯。。要ORZ男神。。他的题解好懂多了。
题解都看了一天才看懂TAT。。
考虑求出非强联通即dag的方案数用全部情况减
注意统计dag从出度为0的点入手,这题中就是缩点后出度为0的点
先考虑一个辣鸡做法
若现全集为s,我们已经知道某种方案子集t会缩成k个强连通分量,这些强连通分量出入度都为0
那么我们可以得出s至少缩成k个出度0强连通分量的一类方案数(即用t中这k个限制最小的方案)为2^x(x为s^t里的点为起点,s里的点为终点的边数)。因为这x条边的所有连 法,包括了所有缩点后有大于等于k个的方案。
(容斥很重要的一点就是设置“至少为。。” 状态,注意“至少k状态”应包含所有“为x状态”,其中k是x的子集
然后我们就上容斥,对于至少k个出度0的方案,当k为奇数时就减,当k为偶数时就加
现在考虑正解
我们枚举一个子集的某种方案,看他的出度0个数是奇还是偶太慢了
注意对于一种方案我们关心的只是他是哪个点集,他缩完点后有奇数个出度为0还是偶数个出度为0,其中奇数时就-1,偶数时就+1
那我们可以设g[s]表示s这个点集所有缩点成若干个强连通分量方案的贡献和,其中缩成奇数个的方案贡献-1,偶数的贡献+1
设f[s]表示s为一个强连通方案数,s内部有h[s]条边,那么
f[s]=2^h[s]+sigma (2^cnt) * g[t]
t为s的子集,cnt为起点在s^t中,终点在t中的边数
注意这一步是已经带上容斥的,因为g[t]是容斥贡献和
然后
g[s]=-f[t] * g[s^t] - f[s];
其中t为包含s最小标号节点子集。g表示缩为若干个出度0强连通,t就是枚举最小标号所在强连通,这样保证情况不重不漏。前面的-代表,加入t这个强连通分量后,原来方案的强连通数奇偶取反,所以贡献正负取反。最后-f[s]就表示单独s这一个强连通分量,因为1是奇数,所以每种方案贡献是-1
然后就做完辣owo
一个DAG肯定由一些没有出度的点构成,那么我们可以考虑枚举没有出度的点的子集T。那么S-T中的边和S-T 到T之间的边也可以随便连。
但是我们这样连出来不能保证S-T中没有出度为0的点(或者强联通分量)。而且有可能会重复计算。【这个要用容斥
比如说两个出度为0的点u,v,枚举T={u}的和T={v}时都会计算u,v。 【这个我们枚举s的最小节点集就可以避免这样的重复
g数组的意思,其实是把s分成若干个互不影响的强联通块的方案数的和,求和时要冠以符号$(-1)^t$,t表示分成了多少个强联通块。【容斥部分
这个是方便容斥的。不然你枚举了处于T集合的点之后还要枚举强联通块慢死
关于容斥方面。
男神说的很好。就是,容斥重点是“至少k。。。”
要算至少有k个出度为0,就是减掉。。。,加上。。。
Ans=总数-非强联通个数
非强联通即缩点后的DAG的个数>=2。
最后只要枚举处于T集合的点,然后累加就好,因为在g数组里面考虑了容斥的正负号了。
不懂也可以看代码:
#include<cstdio>
#include<cstdlib>
#include<cstring>
#include<iostream>
#include<algorithm>
using namespace std;
typedef long long LL;
#define Maxn (1<<15)+10
#define N 20
#define M 410
#define Mod 1000000007
#define LL long long int ru[N],chu[N];
int pw[M],h[Maxn],w[Maxn],d[Maxn];
int g[Maxn],f[Maxn],num[Maxn]; void init(int n,int m)
{
pw[]=;for(int i=;i<=m;i++) pw[i]=1LL*pw[i-]*%Mod;
for(int i=;i<=n;i++) w[<<i-]=i,chu[i]=ru[i]=;
for(int i=;i<(<<n);i++) d[i]=d[i>>]+(i&);
} int lowbit(int x) {return x&(-x);} int main()
{
int n,m;
scanf("%d%d",&n,&m);
init(n,m);
for(int i=;i<=m;i++)
{
int x,y;
scanf("%d%d",&x,&y);
ru[y]|=<<x-;
chu[x]|=<<y-;
}
int ss=(<<n)-;
for(int i=;i<=ss;i++)
{
int x=lowbit(i),y=w[x];
h[i]=h[i^x]+d[chu[y]&i]+d[ru[y]&i];
f[i]=pw[h[i]];g[i]=; for(int j=(i-)&i;j;j=(j-)&i)
{
if(j&x) continue;
g[i]=(g[i]-1LL*g[j]*f[i^j]%Mod)%Mod;
}
for(int j=i;j;j=(j-)&i)
{
if(j==i) num[i^j]=;
else
{
x=lowbit(i^j);y=w[x];
num[i^j]=num[i^j^x]+d[chu[y]&i];
}
f[i]=(f[i]+1LL*g[j]*pw[num[i^j]]%Mod)%Mod;
}
g[i]=(g[i]-f[i])%Mod;
}
f[ss]=(f[ss]+Mod)%Mod;
printf("%d\n",f[(<<n)-]);
return ;
}
2017-04-19 19:49:29
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