考虑容斥，统计不为强连通图的子图数量。
同时考虑 ( t DP)，令 (g_S) 表示 (S) 这个子集的导出子图的子图构成强连通图的方案。
朴素的转移想法是暴力集合划分 (S) 中的点（至少划分成两个集合），每个点集内部构成强连通图，整体缩点后跑有向图子图 ( t DAG) 数即可。
这样显然复杂度爆炸，无法通过本题。
常见的想法是将两个部分和为一体，回忆有向图子图 ( t DAG) 数的做法，令 (f_S) 为点集 (S) 的导出子图的子图 ( t DAG) 数，有转移：
[f_S = sumlimits_{T subseteq S, T
e varnothing} (-1) ^ {|T| - 1} imes 2 ^ {ways(T, S - T)} imes f_{S - T}
]
由此我们只需直到选出 (T) 构成若干个强连通分量的贡献和即可，而不需要直到具体的强连通分量划分，令这个量为 (h_T)。
(h_0 = -1)，有转移：
[h_S = -sumlimits_{T subseteq S, T
e varnothing} g_T imes h_{S - T}
]
但由于集合是无标号的，因此这样会记重，常见的想法是每次钦定 (S) 中最后一个数（取 ( t lowbit)）在 (T) 中即可。
此时我们直接改写 (f_S) 的状态，表示点集 (S) 的导出子图的子图不构成强连通分量的方案，那么有转移：
[f_S = sumlimits_{T subseteq S, T
e varnothing} h_T imes 2 ^ {ways(T, S - T)} imes 2 ^ {ways(S - T, S - T)}
]
显然有 (g_S = 2 ^ {ways(S, S)} - f_S)。
注意以下转移的顺序，我们先转移 (h)，但不转移 (S ightarrow S)，这样可以保证 (f) 不出现仅由单个强连通分量组成的情况。
转移完 (f) 后我们再转移 (h) 中单个强连通分量的情况。
复杂度 (mathcal{O}(3 ^ n))。