题意与数据范围
给定 (n) 个点的树，你需要把这些点分成 (frac{n}{2}) 组，每组恰好 (2) 个点，且每个点在至多一组中。
称一个分组方案是好的，当且仅当：如果我们把每对点的最短路上的边都打上标记，最后每条边都被标记了。
求好的分组方案数。答案对 (10^9+7) 取模。
(2le nle 5000)，(n) 是偶数。
Solution
设 (A_i) 表示第 (i) 条边未被覆盖的选择方案的集合，(S) 为全集
那么答案即为 (|igcaplimits_{i=1}^{n}overline{A_i}|=|S|+sum limits_{Sin [n]}(-1)^{|S|} imes |igcaplimits_{iin S}A_i|)
考虑如何求 (|igcaplimits_{iin S}A_i|)
显然可以直接枚举 (S) 删边然后将每个连通块的 ((x-1)!!) 相乘，其中 (x) 表示连通块大小，为偶数
但是复杂度非常 ( ext{sb})
考虑转换一下答案式的形式：
(|igcaplimits_{i=1}^{n}overline{A_i}|=|S|+sumlimits_{i=1}^{n-1}(-1)^i(sumlimits_{Sin [n]且|S|=i}|igcaplimits_{iin S}A_i|))
也就是说，对于每一个未被覆盖的边数 (i)，我们需要知道一共有多少种方案，然后就可以直接容斥了
设 (dp_{i,j}) 表示在以i为根的子树中，有 (j) 条边未被覆盖的方案数是多少
然后发现这样没法转移，因为必须要知道割出去的连通块的大小
所以加一维，用 (dp_{i,j,k}) 表示答案
但是状态数又炸了
观察答案式，发现我们并不需要知道他究竟未覆盖几条边，因为容斥系数只和奇偶性有关，所以只需要知道其奇偶性就可以了
所以状态优化为 (dp_{i,j,0/1}) 表示在以i为根的子树中，它所在的连通块大小为 (j)，未覆盖的边数为奇数还是偶数的方案数
于是对于节点i的每一个子节点 (v)，有：
(dp_{i,a+b,coplus d}+=dp_{i,a,c} imes dp_{v,b,d})
(dp_{i,a,coplus doplus 1}+=dp_{i,a,c} imes dp_{v,b,d} imes (b-1)!! imes [b& 1==0])
其中 (oplus) 表示异或运算
初始状态大概就是 (dp_{i,1,0}=1)
树形 ( ext{dp}) 后容斥一下就没了
复杂度 (O(n^2))
代码如下：
#include<cstdio>
#include<iostream>
using namespace std;
const int N=5e3+10;
const int mod=1e9+7;
int n,A,B,head[N],cnt,dp[N][N][2],f[N][2],son[N],ans,facc[N];
struct edge{int nxt,to;}ed[N<<1];
inline void addedge(int x,int y){
ed[++cnt].to=y;ed[cnt].nxt=head[x];head[x]=cnt;
ed[++cnt].to=x;ed[cnt].nxt=head[y];head[y]=cnt;}
inline void Add(int &x,int y){x+=y;x-=x>=mod? mod:0;}
inline int MOD(int x){x-=x>=mod? mod:0;return x;}
inline int Minus(int x){x+=x<0? mod:0;return x;}
inline void DFS(int u,int fa){
dp[u][1][0]=1;son[u]=1;
for(register int i=head[u];i;i=ed[i].nxt){
int v=ed[i].to;if(v==fa)continue;DFS(v,u);
for(register int j=1;j<=son[u];j++)
f[j][0]=dp[u][j][0],dp[u][j][0]=0,f[j][1]=dp[u][j][1],dp[u][j][1]=0;
for(register int j=1;j<=son[u];j++)
for(register int k=1;k<=son[v];k++){
Add(dp[u][j+k][0],MOD(1ll*f[j][0]*dp[v][k][0]%mod+1ll*f[j][1]*dp[v][k][1]%mod));
Add(dp[u][j+k][1],MOD(1ll*f[j][0]*dp[v][k][1]%mod+1ll*f[j][1]*dp[v][k][0]%mod));
Add(dp[u][j][0],MOD(1ll*f[j][0]*facc[k-1]%mod*dp[v][k][1]%mod+1ll*f[j][1]*facc[k-1]%mod*dp[v][k][0]%mod));
Add(dp[u][j][1],MOD(1ll*f[j][1]*facc[k-1]%mod*dp[v][k][1]%mod+1ll*f[j][0]*facc[k-1]%mod*dp[v][k][0]%mod));
}
son[u]+=son[v];
}
}
int main(){
scanf("%d",&n);
for(register int i=1;i<n;i++)
scanf("%d%d",&A,&B),addedge(A,B);
facc[1]=1;for(register int i=3;i<=n;i+=2)facc[i]=1ll*facc[i-2]*i%mod;
DFS(1,0);//直接容斥即可，全集会在i==n时加上
for(register int i=2;i<=n;i+=2){
Add(ans,1ll*dp[1][i][0]*facc[i-1]%mod);
ans=Minus(ans-1ll*dp[1][i][1]*facc[i-1]%mod);
}
printf("%d
",ans);
return 0;
}