题解
题目是让我们求出有多少个边集可以使这张图强连通。
先补集转化一下，求这张图不强连通的方案数。
我们考虑这样的图缩完点之后的情况，既然不强连通，那么它就是个(DAG)。
回顾一下有向图(DAG)计数的方法。
每次新加入一层入度为(0)的点，向之前的点连边。但这时我们不能保证我们枚举的点就是全部入度为(0)的，所以我们还需要容斥。
[f[S]=sum_{Tsubset S}(-1)^{|T|}f[S-T]2^{edge(S,S-T)}
]
再次观察到容斥系数之和点数的奇偶性有关，因为此时我们的每个点已经是一个强连通分量了。
所以我们设(deg[s])表示(s)集合是一个(DAG),如果求出了这个数组，那么我们用全集减去它就是答案了。
我们再设(D[s])表示(s)集合被划分为奇数个强连通分量的方案数，(S[s])表示划分为偶数个强连通分量的方案数。
转移：
[dag[S]=sum_{Tsubset S}(D[S]-S[S])*2^{edge(T,S-T)+edge(S-T,S-T)}
]
最后加上自己连自己的方案数是因为我们的容斥系数已经弄好了，只需要让(S-T)缩完点之后成为一个(DAG)就行了，所以合法的边集是全集。
我们最后的答案(f[s])表示(s)集合强连通的方案数，(D)和(S)的转移有：
[D[S]=sum_{Tsubset S}f[T]*S[S-T]
]
[S[S]=sum_{Tsubset S}f[T]*D[S-T]
]
代码
#include<bits/stdc++.h>
#define N 16
#define M 225
using namespace std;
typedef long long ll;
const int mod=1e9+7;
int n,m;
ll D[1<<N],S[1<<N],ci[N*N],f[1<<N];
bitset<M>in[1<<N],out[1<<N];
inline void MOD(ll &x){x=x>=mod?x-mod:x;}
inline ll rd(){
ll x=0;char c=getchar();bool f=0;
while(!isdigit(c)){if(c=='-')f=1;c=getchar();}
while(isdigit(c)){x=(x<<1)+(x<<3)+(c^48);c=getchar();}
return f?-x:x;
}
inline int calc(int s,int t){return (out[s]&in[t]).count();}
int main(){
n=rd();m=rd();
int u,v;
int maxn=(1<<n)-1;
ci[0]=1;
for(int i=1;i<=n*n;++i)ci[i]=ci[i-1]*2%mod;
for(int i=1;i<=m;++i){
u=rd();v=rd();
for(int j=1;j<=maxn;++j){
if(j&(1<<u-1))out[j][i]=1;
if(j&(1<<v-1))in[j][i]=1;
}
}
S[0]=1;
for(int i=1;i<=maxn;++i){
f[i]=ci[calc(i,i)];
for(int s=(i-1)&i;s;s=(s-1)&i){
MOD(f[i]=(f[i]-(D[s]-S[s])*ci[calc(s,i-s)+calc(i-s,i-s)]%mod+mod));
if((s&(i&-i))==0)continue;
MOD(D[i]+=f[s]*S[i-s]%mod);
MOD(S[i]+=f[s]*D[i-s]%mod);
}
MOD(f[i]=(f[i]-(D[i]-S[i]))%mod+mod);
MOD(D[i]+=f[i]);
}
cout<<f[maxn];
return 0;
}