題面
分析
容易想到根據點來dp,設dp[i][j]表示到i點路徑長度爲j的方案數
狀態轉移方程爲
但這樣得出的結果是錯誤的,因爲它沒有考慮一個點經過多次的情況
因此,我們按邊來dp,因爲每條邊只能經過一次,所以不會出現上面的問題
將每條無向邊拆成兩條有向邊
設dp[i][j]表示當前走到到編號爲i的邊路徑長度爲j的方案數
這樣的時間複雜度爲 ,顯然是會超時的
注意到矩陣乘法優化dp的條件
前一個階段到後一個階段的映射是線性的,並且這個映射是不變的
此題中k爲階段,可以發現映射顯然是不變的常量
我們用一個 矩陣
對於邊i,j如果滿足to[i] == from[j] &&i,j不爲反向邊這個條件,那麼(i,j)是1,反之就是0
初始的矩陣爲 的矩陣,對於從起點出發的每一條邊i,我們將(1,i)設爲1,反之爲0.
對於答案矩陣,我們枚舉指向終點的每一條邊,將它在矩陣中對應位置的值相加即可
時間複雜度
代碼
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#define mod 45989
#define maxn 45
#define maxm 65
#define maxs maxm*2
using namespace std;
int n,m,k,s,t;
struct edge{
int from;
int to;
int next;
}E[maxm<<1];
int head[maxn];
int sz=1;//從1開始存儲,則第i條邊的反向邊編號爲i^1
void add_edge(int u,int v){
sz++;
E[sz].from=u;
E[sz].to=v;
E[sz].next=head[u];
head[u]=sz;
}
struct matrix{
int n;
int m;
long long a[maxs][maxs];
void print(){
for(int i=1;i<=n;i++){
for(int j=1;j<=m;j++){
printf("%d ",a[i][j]);
}
printf("\n");
}
printf("\n");
}
matrix(){
memset(a,0,sizeof(a));
}
matrix(int x,int y){
n=x;
m=y;
memset(a,0,sizeof(a));
}
friend matrix operator *(matrix u,matrix v){
matrix ans=matrix(u.n,v.m);
for(int i=1;i<=u.n;i++){
for(int j=1;j<=v.m;j++){
for(int k=1;k<=u.m;k++){
ans.a[i][j]+=u.a[i][k]*v.a[k][j]%mod;
}
ans.a[i][j]%=mod;
}
}
return ans;
}
};
matrix fast_pow(matrix x,int k){
matrix ans=matrix(x.n,x.m);
for(int i=1;i<=x.n;i++){
ans.a[i][i]=1;
}
while(k){
if(k&1) ans=ans*x;
x=x*x;
k>>=1;
}
return ans;
}
int main(){
scanf("%d %d %d %d %d",&n,&m,&k,&s,&t);
int u,v;
for(int i=1;i<=m;i++){
scanf("%d %d",&u,&v);
add_edge(u,v);
add_edge(v,u);
}
matrix f=matrix(sz,sz),p=matrix(sz,sz);
for(int i=head[s];i;i=E[i].next){
f.a[1][i]=1;
}
for(int i=2;i<=sz;i++){
for(int j=2;j<=sz;j++){
if(E[i].to==E[j].from&&i!=(j^1)){
p.a[i][j]=1;
}
}
}
// f.print();
// p.print();
f=f*fast_pow(p,k-1);
// f.print();
long long ans=0;
for(int i=head[t];i;i=E[i].next){
ans=ans+f.a[1][i^1];
ans%=mod;
}
printf("%lld\n",ans%mod);
}