[cf1495D]BFS Trees
记$d_{G}(x,y)$表示无向图$G$中从$x$到$y$的最短路,设给定的图为$G=(V,E)$,$T$为其生成树,$E_{T}$为$T$的边集
下面,考虑计算$f(x,y)$——
首先,对于一棵树$T$,$z$在$x$到$y$的路径上(包括$x$和$y$)当且仅当$d_{T}(x,z)+d_{T}(z,y)=d_{T}(x,y)$
同时,由于$T$的性质,上述这三项都与$d_{G}$中相同,即等价于$d_{G}(x,z)+d_{G}(z,y)=d_{G}(x,y)$
由于这与$T$无关,即可确定$T$中在$x$到$y$的路径上的点(满足上述条件的$z$)
进而,当点数不等于$d_{G}(x,y)+1$(也即有多条最短路)必然无解,否则显然最短路存在且唯一
反过来,也可以确定不在$x$到$y$路径上的点$z$,考虑在$T$中以$x$或$y$为根,$z$的父亲$fa$必然是同一个节点,且显然也满足以下性质——
$(z,fa)\in E_{T}$、$d_{T}(x,z)=d_{T}(x,fa)+1$且$d_{T}(y,z)=d_{T}(y,fa)+1$
类似的,第一个条件写作$(z,fa)\in E$,后两个条件也可以等价的写作$d_{G}$
此时,当确定每一个不在$x$到$y$路径上点的$fa$时,将所有的$(z,fa)$以及$x$到$y$的最短路上所有边构成$E_{T}$,由于最短路的性质,这必然合法
因此,最终答案即所有不在$x$到$y$路径上节点$fa$的个数乘积,预处理最短路后计算复杂度为$o(m)$
最短路使用bfs即$o(nm)$,总复杂度为$o(n^{2}m)$,可以通过
1 #include<bits/stdc++.h>
2 using namespace std;
3 #define N 405
4 #define M 605
5 #define mod 998244353
6 struct Edge{
7 int nex,to;
8 }edge[M<<1];
9 queue<int>q;
10 int E,n,m,x,y,head[N],vis[N],d[N][N];
11 void add(int x,int y){
12 edge[E].nex=head[x];
13 edge[E].to=y;
14 head[x]=E++;
15 }
16 void bfs(int st){
17 memset(vis,0,sizeof(vis));
18 q.push(st);
19 vis[st]=1;
20 while (!q.empty()){
21 int k=q.front();
22 q.pop();
23 for(int i=head[k];i!=-1;i=edge[i].nex)
24 if (!vis[edge[i].to]){
25 d[st][edge[i].to]=d[st][k]+1;
26 q.push(edge[i].to);
27 vis[edge[i].to]=1;
28 }
29 }
30 }
31 int main(){
32 scanf("%d%d",&n,&m);
33 memset(head,-1,sizeof(head));
34 for(int i=1;i<=m;i++){
35 scanf("%d%d",&x,&y);
36 add(x,y);
37 add(y,x);
38 }
39 for(int i=1;i<=n;i++)bfs(i);
40 for(int i=1;i<=n;i++){
41 for(int j=1;j<=n;j++){
42 int tot=0,ans=1;
43 for(int k=1;k<=n;k++)
44 if (d[i][k]+d[k][j]==d[i][j])tot++;
45 else{
46 int s=0;
47 for(int l=head[k];l!=-1;l=edge[l].nex)
48 if ((d[i][k]==d[i][edge[l].to]+1)&&(d[j][k]==d[j][edge[l].to]+1))s++;
49 ans=1LL*ans*s%mod;
50 }
51 if (tot!=d[i][j]+1)ans=0;
52 printf("%d ",ans);
53 }
54 printf("\n");
55 }
56 }
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