传送门
一道树上背包简单题
状态很好推。设
dp[x][i][0/1][0/1]表示以
x为根的子树中共放了
i个监听装置，其中
x点放没放装置，
x点有没有被监听到的方案数（在以
x为根的子树中除
x外的其它结点都被监听到了）
不难看出这是一个树上背包，树上背包的转移套路是
dp[x][i+j]=combine(dp[x][i],dp[v][j])，其中
v是
x的子节点
所以本题的转移也就这样来考虑。把树画成这样，分为
x侧和
v侧
如果您有能力请自行推出方程，跳过这一段
-
如果
x没被监听，那么
v一定不能放装置，因此
dp[x][i+j][0][0]=∑dp[x][i][0][0]∗dp[v][j][0][1]
-
如果
x没被监听但是放了装置，
x侧的状态一定是
dp[x][i][1][0]，
v是否被监听无所谓但是一定不能放装置，因此
dp[x][i+j][1][0]=∑dp[x][i][1][0]∗(dp[v][j][0][0]+dp[v][j][0][1])
-
如果
x没放装置但是被监听了，这时候要分情况：
x侧的状态是
dp[x][i][0][1]，这时候反正
x已经被监听了，
v放不放装置都无所谓，但是必须保证
v是被监听的，所以贡献是
dp[x][i][0][1]∗(dp[v][j][0][1]+dp[v][j][1][1])
x侧的状态是
dp[x][i][0][0]，这时候监听
x的重任就要交给
v了，同时
v自己必须是被监听的，所以贡献是
dp[x][i][0][0]∗dp[v][j][1][1]
因此
dp[x][i+j][0][1]=∑(dp[x][i][0][1]∗(dp[v][j][0][1]+dp[v][j][1][1])+dp[x][i][0][0]∗dp[v][j][1][1])
-
如果
x既放了装置又被监听，同样要分两种情况：
x侧的状态是
dp[x][i][1][0]，需要让
v来监听
x，但是
v是否被监听无所谓，因为
x上放了装置可以保证
v被监听，所以贡献是
dp[x][i][1][0]∗(dp[v][j][1][0]+dp[v][j][1][1])
x侧的状态是
dp[x][i][1][1]，这时候
x的所有要求都满足了，
v怎么样都行，贡献是
dp[x][i][1][1]∗(dp[v][j][0][0]+dp[v][j][0][1]+dp[v][j][1][0]+dp[v][j][1][1])
因此
dp[x][i+j][1][1]=∑(dp[x][i][1][0]∗(dp[v][j][1][0]+dp[v][j][1][1])+dp[x][i][1][1]∗(dp[v][j][0][0]+dp[v][j][0][1]+dp[v][j][1][0]+dp[v][j][1][1]))
整理一下：
扫描二维码关注公众号，回复：
6089668 查看本文章
dp[x][i+j][0][0]=∑dp[x][i][0][0]∗dp[v][j][0][1]
dp[x][i+j][1][0]=∑dp[x][i][1][0]∗(dp[v][j][0][0]+dp[v][j][0][1])
dp[x][i+j][0][1]=∑(dp[x][i][0][1]∗(dp[v][j][0][1]+dp[v][j][1][1])+dp[x][i][0][0]∗dp[v][j][1][1])
dp[x][i+j][1][1]=∑(dp[x][i][1][0]∗(dp[v][j][1][0]+dp[v][j][1][1])+dp[x][i][1][1]∗(dp[v][j][0][0]+dp[v][j][0][1]+dp[v][j][1][0]+dp[v][j][1][1]))
不是很长对吧
小心：这题dp数组开long long是会MLE的，要中间运算过程中转long long然后再转回int
就差不多了
#include <cctype>
#include <cstdio>
#include <climits>
#include <algorithm>
#include <vector>
template <typename T> inline void read(T& t) {
int f = 0, c = getchar(); t = 0;
while (!isdigit(c)) f |= c == '-', c = getchar();
while (isdigit(c)) t = t * 10 + c - 48, c = getchar();
if (f) t = -t;
}
template <typename T> inline bool chkMin(T& x, const T& y) { return y < x ? (x = y, true) : false; }
template <typename T> inline bool chkMax(T& x, const T& y) { return x < y ? (x = y, true) : false; }
#ifdef WIN32
#define LLIO "%I64d"
#else
#define LLIO "%lld"
#endif
#define rep(I, A, B) for (int I = (A); I <= (B); ++I)
#define dwn(I, A, B) for (int I = (A); I >= (B); --I)
#define erp(I, X) for (int I = head[X]; I; I = next[I])
const int maxn = 1e5 + 7;
const long long mod = 1e9 + 7;
std::vector<int> G[maxn];
int dp[maxn][107][2][2], tmp[107][2][2];
int size[maxn];
int n, K;
inline int add(int x, long long y) {
if (y >= mod) y %= mod;
for (x += y; x >= mod; x -= mod);
return x;
}
inline void ae(int x, int y) {
G[x].push_back(y);
G[y].push_back(x);
}
void dfs(int x, int fa) {
size[x] = dp[x][0][0][0] = dp[x][1][1][0] = 1;
for (unsigned e = 0; e < G[x].size(); ++e) {
int v = G[x][e];
if (v != fa) {
dfs(v, x);
rep(i, 0, std::min(size[x], K)) {
tmp[i][0][0] = dp[x][i][0][0]; dp[x][i][0][0] = 0;
tmp[i][0][1] = dp[x][i][0][1]; dp[x][i][0][1] = 0;
tmp[i][1][0] = dp[x][i][1][0]; dp[x][i][1][0] = 0;
tmp[i][1][1] = dp[x][i][1][1]; dp[x][i][1][1] = 0;
}
rep(i, 0, std::min(size[x], K))
rep(j, 0, std::min(size[v], K - i)) {
dp[x][i + j][0][0] = add(dp[x][i + j][0][0], 1ll * tmp[i][0][0] * dp[v][j][0][1]);
dp[x][i + j][0][1] = add(dp[x][i + j][0][1], 1ll * tmp[i][0][1] * (dp[v][j][0][1] + dp[v][j][1][1]));
dp[x][i + j][0][1] = add(dp[x][i + j][0][1], 1ll * tmp[i][0][0] * dp[v][j][1][1]);
dp[x][i + j][1][0] = add(dp[x][i + j][1][0], 1ll * tmp[i][1][0] * (dp[v][j][0][0] + dp[v][j][0][1]));
dp[x][i + j][1][1] = add(dp[x][i + j][1][1], 1ll * tmp[i][1][0] * (dp[v][j][1][0] + dp[v][j][1][1]));
dp[x][i + j][1][1] = add(dp[x][i + j][1][1], 1ll * tmp[i][1][1] * (1ll * dp[v][j][0][0] + dp[v][j][0][1] + 1ll * dp[v][j][1][0] + dp[v][j][1][1]));
}
size[x] += size[v];
}
}
}
int main() {
read(n); read(K);
rep(i, 1, n - 1) {
int x, y;
read(x); read(y); ae(x, y);
}
dfs(1, 0);
printf("%d\n", (int)((dp[1][K][0][1] + dp[1][K][1][1]) % mod));
return 0;
}