1016: [JSOI2008]最小生成树计数
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Description
现在给出了一个简单无向加权图。你不满足于求出这个图的最小生成树，而希望知道这个图中有多少个不同的最小生成树。（如果两颗最小生成树中至少有一条边不同，则这两个最小生成树就是不同的）。由于不同的最小生成树可能很多，所以你只需要输出方案数对31011的模就可以了。
Input
第一行包含两个数，n和m，其中1<=n<=100; 1<=m<=1000; 表示该无向图的节点数和边数。每个节点用1~n的整数编号。 接下来的m行，每行包含两个整数：a, b, c，表示节点a, b之间的边的权值为c，其中1<=c<=1,000,000,000。数据保证不会出现自回边和重边。 注意：具有相同权值的边不会超过10条。
Output
输出不同的最小生成树有多少个。你只需要输出数量对31011的模就可以了。
Sample Input
4 6
1 2 1
1 3 1
1 4 1
2 3 2
2 4 1
3 4 1
1 2 1
1 3 1
1 4 1
2 3 2
2 4 1
3 4 1
Sample Output
8
***************************************************************************
题目大意：不废话。
解题思路：这题的解题报告网上多的是，那个方法，我就不解释了，我表示我的方法有点不同，虽然比网上那个方法慢，不过如果数据强了，我的方法不会超时，表示挺爽。
首先，最小生成树，我用的是kruskal，像别的地方一样，把边权相同的边当成一个边组。
同一个图的不同的最小生成树之间是有相同的性质：
1.每个边组中用的边的个数是一样的；
2.同样做完i个边组的kruskal后形成的联通分量相同。
我没找到什么太好的证明，自己的理解是，假设当已经做完了k-1个边组的kruskal形成了一个森林，然后在做第k边组的时候用了n个边，
那么说明这个组别里面必须用n个边。换句话说，两个最小生成树在做完k-1个边组的时候还是一样的，在做完k的边组的时候产生了差异，MST1在k的边组时加入的边集是E1，MST2在k的边组时加入的边集是E2，那么E1的大小和E2必定一样。证明：反证法，不妨设E1比E2小，那么一定存在一条边e属于E2不属于E1，而如果e不属于E1，根据kruskal的算法过程，说明E1之中的某些边和e合在一起会形成环（不然e就可以加入E1中去，与kruskal矛盾），那么这个环中除了e这条边一定存在一条边e‘加入E2的话会形成环，e’是属于E1而不属于E2的，那么可以说e可以找到对应边e‘，边的对应性貌似是可以传递的，那么就不存在E2中的两条边对应E1中的一条边，这个可以画图理解，换句话说，每一条属于E2不属于E1的边都能找到对应点，那么E2的边的个数就和E1的一样。得证。同时，第二个性质也能证明了：每条e被e’替代，只是环拆掉了一条不同的边，这个环上的点依旧是联通的，那么不改变联通分量。
有了这两个性质，最小生成树计数就好办了。网上传统方法是对于每一个边组进行2^n的暴力，枚举边的组成，然后不同的边组之间相乘。因为题目说明具有相同权值的边不会超过10条。这样暴力完全没关系。
不过我的方法就不同了，复杂度应该在n^3左右，这个涉及到平摊时间复杂度了，我不会算。
我的方法：在做k的边组的时候，如果做完后是a，b，c这3个原来的联通分量合成了一个d，那么无论怎么样的MST都是a，b，c合成了一个d，这其实是生成树计数，利用那个生成树计数的矩阵，轻松搞定，这道题如果它说相同的边可能有50个，那，我这个方法就是必须的了，嘿嘿。
//#pragma comment(linker, "/STACK:65536000")
#include <map>
#include <stack>
#include <queue>
#include <math.h>
#include <vector>
#include <string>
#include <fstream>
#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <iostream>
#include <algorithm>
#define N 105
#define M 1005
#define E
#define inf 0x3f3f3f3f
#define dinf 1e10
#define linf (LL)1<<60
#define LL long long
#define clr(a,b) memset(a,b,sizeof(a))
using namespace std;
const int mod = 31011;
struct Edge
{
int a,b,c;
bool operator<(const Edge & t)const
{
return c<t.c;
}
}edge[M];
int n,m,ans;
int fa[N],ka[N],vis[N];//fa,ka都是并查集，ka是每组边临时使用
LL gk[N][N],tmp[N][N];//gk顶点之间的关系，tmp为生成树计数用的矩阵
vector<int>gra[N];
int findfa(int a,int b[]){return a==b[a]?a:b[a]=findfa(b[a],b);}
LL det(LL a[][N],int n)//生成树计数
{
for(int i=0;i<n;i++)for(int j=0;j<n;j++)a[i][j]%=mod;
int ret=1;
for(int i=1;i<n;i++)
{
for(int j=i+1;j<n;j++)
while(a[j][i])
{
LL t=a[i][i]/a[j][i];
for(int k=i;k<n;k++)
a[i][k]=(a[i][k]-a[j][k]*t)%mod;
for(int k=i;k<n;k++)
swap(a[i][k],a[j][k]);
ret=-ret;
}
if(a[i][i]==0)return 0;
ret=ret*a[i][i]%mod;
}
return (ret+mod)%mod;
}
int main()
{
//freopen("/home/axorb/in","r",stdin);
scanf("%d%d",&n,&m);
for(int i=0;i<m;i++)
scanf("%d%d%d",&edge[i].a,&edge[i].b,&edge[i].c);
sort(edge,edge+m);
for(int i=1;i<=n;i++)fa[i]=i,vis[i]=0;
int pre=-1;ans=1;
for(int h=0;h<=m;h++)
{
if(edge[h].c!=pre||h==m)//一组边加完
{
for(int i=1;i<=n;i++)
if(vis[i])
{
int u=findfa(i,ka);
gra[u].push_back(i);
vis[i]=0;
}
for(int i=1;i<=n;i++)//枚举每个联通分量
if(gra[i].size()>1)
{
for(int a=1;a<=n;a++)
for(int b=1;b<=n;b++)
tmp[a][b]=0;
int len=gra[i].size();
for(int a=0;a<len;a++)//构建矩阵
for(int b=a+1;b<len;b++)
{
int la=gra[i][a],lb=gra[i][b];
tmp[a][b]=(tmp[b][a]-=gk[la][lb]);
tmp[a][a]+=gk[la][lb];tmp[b][b]+=gk[la][lb];
}
int ret=(int)det(tmp,len);
ans=(ans*ret)%mod;
for(int a=0;a<len;a++)fa[gra[i][a]]=i;
}
for(int i=1;i<=n;i++)
{
ka[i]=fa[i]=findfa(i,fa);
gra[i].clear();
}
if(h==m)break;
pre=edge[h].c;
}
int a=edge[h].a,b=edge[h].b;
int pa=findfa(a,fa),pb=findfa(b,fa);
if(pa==pb)continue;
vis[pa]=vis[pb]=1;
ka[findfa(pa,ka)]=findfa(pb,ka);
gk[pa][pb]++;gk[pb][pa]++;
}
int flag=0;
for(int i=2;i<=n&&!flag;i++)if(ka[i]!=ka[i-1])flag=1;
printf("%d\n",flag?0:ans);
return 0;
}