題目大意:
給出一個圖,給出一棵樹,你需要把樹上的點映射到圖上,兩個點不能映射到同一個點。
要求若兩個點在樹上有一條邊連着,那麼映射到的點在原圖上也要有一條邊,求方案數。
考慮dp。
如果直接按照兩個點不能映射到同一個點的限制來做,發現子狀態比較難設計(好像珂以做,但是會爆)
因此先考慮珂以有兩個點映射到同一個點的情況qwq
設表示以爲根,且對應原圖中的的方案數。
轉移:
初始化:,因爲若的子樹中只有,那麼珂以對應到原圖任意一個點。
對於dfs遍歷到的節點和的孩子,枚舉映射到的點和映射到的點。
若和在原圖中連了邊,那麼把加到中,最後根據乘法原理,讓乘上。
然後發現這樣子dp出來的結果有重複qwq,兩個點珂以映射到同一個點
比如有3個點,1映射到2,2映射到2,3映射到1。
觀察發現,這種情況就有一個點(3)沒有被映射到qwq
所以減去這種有一個點沒有映射到的情況就珂以了。
……
…………
………………
真的是介個樣子嗎?
考慮有兩個點沒被映射到的情況:
還是舉3個點的例子,1映射到2,2映射到2,3也映射到2。
發現這樣在1沒有映射到的時候會減掉一次,3沒有映射到的時候也會減掉一次,所以再加回來就珂以了。
因此用容斥,如果有奇數個點沒有映射到,就減掉,偶數個點沒有映射到就加上qwq
時間複雜度
毒瘤代碼
#include<stdio.h>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#include<vector>
#define re register int
#define rl register ll
using namespace std;
typedef long long ll;
int read() {
re x=0,f=1;
char ch=getchar();
while(ch<'0' || ch>'9') {
if(ch=='-') f=-1;
ch=getchar();
}
while(ch>='0' && ch<='9') {
x=(x<<1)+(x<<3)+ch-'0';
ch=getchar();
}
return x*f;
}
inline void write(const int x) {
if(x>9) write(x/10);
putchar(x%10+'0');
}
const int Size=18;
const int MaxE=145;
int n,m,cnt,head[Size];
struct Edge {
int v,next;
} w[MaxE<<1];
void AddEdge(int u,int v) {
w[++cnt].v=v;
w[cnt].next=head[u];
head[u]=cnt;
}
bool G[Size][Size],del[Size];
ll dp[Size][Size]; //以i爲根,且i對應原圖中的j號點的方案數
void dfs(int x,int fa) {
for(re i=1; i<=n; i++) {
dp[x][i]=1;
}
for(int i=head[x]; i; i=w[i].next) {
int nxt=w[i].v;
if(nxt!=fa) {
dfs(nxt,x);
for(re j=1; j<=n; j++) {
if(del[j]) continue;
ll sum=0;
for(re k=1; k<=n; k++) {
if(del[k] || !G[j][k]) continue;
sum+=dp[nxt][k];
}
dp[x][j]*=sum;
}
}
}
}
inline void oper(re x) {
memset(del,0,sizeof(del));
re cnt=1;
while(x) {
if(x&1) del[cnt]=true;
x>>=1;
cnt++;
}
}
int main() {
n=read();
m=read();
for(re i=1; i<=m; i++) {
int u=read();
int v=read();
G[u][v]=G[v][u]=true;
}
for(re i=1; i<n; i++) {
int u=read();
int v=read();
AddEdge(u,v);
AddEdge(v,u);
}
ll ans=0;
for(re i=0; i<(1<<n); i++) {
oper(i);
dfs(1,0);
ll sum=0;
for(re j=1; j<=n; j++) {
sum+=dp[1][j];
}
if(__builtin_popcount(i)&1) {
ans-=sum;
} else {
ans+=sum;
}
}
printf("%lld",ans);
return 0;
}