大意
给出一颗树，按下列方式生成一个括号序列。
function dfs(int cur, int parent):
print('(')
for all nxt that cur is adjacent to:
dfs(nxt, cur)
print(')')
其中可以从任一点出发，且对儿子的遍历顺序是随机的。
求本质不同的括号序列个数。
思路
前置板块：树Hash
如何判断两颗有根树是否本质一样？
我们先随机生成一个\(T\)数组（随机数被卡概率小？）
令\(Siz[u]\)表示\(u\)的子树大小，\(H[u]\)表示以\(u\)为根的有根子树的Hash值。
那么\(H[u]\)的定义式就为：$$H[u]=C+T[Siz[u]]\times H[v]~~(v\inSon[u])$$其中\(C\)为随机构造的一个数。（主要是怕被卡）
若对于某对\(i,j\)，有\(H[i]=H[j]\)，则说明以\(i\)为根的有根树的形态与以\(j\)为根是一样的。
那么如何判断无根树呢？
我们采用换根Dp来做，考虑\(H\)数组的定义式。
那么向下转移时就有：$$H[v]=H[v]+T[Siz[u]-Siz[v]]\times(H[u]-H[v]\times T[Siz[v]])~~(v\in Son[u])$$这样，我们就可以得到以每个点为根的有根树的Hash值了。
考虑整棵无根树，我们取以每个点为根的有根树的最大Hash值就行了，即\(Max(H[i])\).
考虑固定了起点的情况。
那么对于两颗形状不同的有根子树，其所生成的括号序列集是显然没有交集的。
则对于某个点来说，我们需要记录它本质相同的儿子子树的个数。
我们设\(Cnt[u][x]\)表示\(u\)的儿子中Hash值为\(x\)的的个数。（Map好啊）
以\(u\)为根的子树内的答案\(Dp[u]\)就为
\[Dp[u]=\frac{Son[u]!}{\prod Cnt[u][x]!}\times Dp[v]~~(x\in H[v])$$其中$Son[u]$表示$u$儿子的个数。
对于起点不固定的情况。
其实我们换根Dp就行了，细节有点多，注意一下。
最后我们统计答案时，每种Hash值只统计一次就行了。
# 代码
及其丑陋的代码。
可恶的出题人卡简单Hash。
“`cpp
#include<map>
#include<ctime>
#include<cstdio>
#include<vector>
#include<algorithm>
using namespace std;
#define ULL unsigned long long
const int C=10007;
const int MAXT=100000;
const int MAXN=100005;
const int MOD=998244353;
const ULL LW=2305843009213693951ll;
ULL Ans;
ULL T[MAXN],H[MAXN];
int K,N,Siz[MAXN],Son[MAXN];
ULL Dp[MAXN];
ULL E[MAXN],F[MAXN];
vector<int>P[MAXN];
vector<ULL>Kind[MAXN];
map<ULL,int>Mp;
map<ULL,int>Cnt[MAXN];
ULL Mul(ULL X,ULL Y){
return (X*Y-(ULL)(X/(long double)LW*Y+1e-3)*LW+LW)%LW;
}
ULL quick_Pow(ULL x,ULL y){
if(y==0)return 1;
if(y==1)return x;
if(y%2)return (x*quick_Pow((x*x)%MOD,y/2))%MOD;
return quick_Pow((x*x)%MOD,y/2);
}
void Prepare(){
F[0]=E[0]=1;
for(int i=1;i<=MAXT;i++)
F[i]=(F[i-1]*i)%MOD;
E[MAXT]=quick_Pow(F[MAXT],MOD-2);
for(int i=MAXT-1;i>=1;i–)
E[i]=(E[i+1]*(i+1))%MOD;
}
void DFS(int u,int fa){
Siz[u]=1;H[u]=C;Dp[u]=1;
int size=P[u].size();
for(int i=0;i<size;i++){
int v=P[u][i];
if(v==fa)continue;
DFS(v,u);Son[u]++;
Dp[u]=(Dp[u]*Dp[v])%MOD;
Siz[u]+=Siz[v];
H[u]=(H[u]+Mul(H[v],T[Siz[v]]))%LW;
if(!Cnt[u][H[v]])Kind[u].push_back(H[v]);
Cnt[u][H[v]]++;
}
Dp[u]=(Dp[u]*F[Son[u]])%MOD;
size=Kind[u].size();
for(int i=0;i<size;i++){
ULL v=Kind[u][i];
Dp[u]=(Dp[u]*E[Cnt[u][v]])%MOD;
}
}
void DFS2(int u,int fa){
int size=P[u].size();
for(int i=0;i<size;i++){
int v=P[u][i];
if(v==fa)continue;
ULL Hu=(H[u]-Mul(T[Siz[v]],H[v])+LW)%LW;
ULL Dpu=Dp[u]*E[Son[u]]%MOD*F[Son[u]-1]%MOD*F[Cnt[u][H[v]]]%MOD*E[Cnt[u][H[v]]-1]%MOD*quick_Pow(Dp[v],MOD-2)%MOD;
H[v]=(H[v]+Mul(T[Siz[u]-Siz[v]],(H[u]-Mul(T[Siz[v]],H[v])+LW)))%LW;
Dp[v]=Dp[v]*E[Son[v]]%MOD*F[Son[v]+1]%MOD*F[Cnt[v][Hu]]%MOD*E[Cnt[v][Hu]+1]%MOD*Dpu%MOD;
Cnt[v][Hu]++;Son[v]++;
Siz[v]=Siz[u];
DFS2(v,u);
}
}
int main(){
srand(time(NULL));
scanf(“%d”,&K);
for(int i=1;i<=MAXT;i++)T[i]=(rand()*rand()*rand())%LW+1;
Prepare();
while(K–){
scanf(“%d”,&N);
Mp.clear();Ans=0;
for(int i=1;i<=N;i++){
H[i]=Siz[i]=0;
Dp[i]=0;Son[i]=0;
P[i].clear();
Kind[i].clear();
Cnt[i].clear();
}
for(int i=1,x,y;i<N;i++){
scanf(“%d%d”,&x,&y);
P[x].push_back(y);
P[y].push_back(x);
}
DFS(1,0);DFS2(1,0);
for(int i=1;i<=N;i++)
if(!Mp[H[i]]){
Ans=(Ans+Dp[i])%MOD;
Mp[H[i]]=1;
}
printf(“%lld\n”,Ans);
}
}
“`\]
