考虑暴力，设 (f(i,k,x,y)) 表示考虑到第 (i) 个点，目前有 偶数/奇数 条路径，已经有 (x) 个定为黑色的点有奇数条路径结尾，有 (y) 个定为白色的点有奇数条路径结尾，的答案
那么转移的话，枚举当前点颜色，以白色为例
- 若 (y=0)，则无论前 (i) 个点如何向 (i+1) 连，本来白色的无法多形成路径，本来黑色的没有，那么只有一条新增路径是 (i+1) 一个单点有 (2^i f(i,k,x,0) ightarrow f(i+1,koperatorname{xor} 1,x,0))
- 若 (y eq 0)，白色可以随便连就是 (2^x)，枚举新增路径是奇是偶，由于 (i+1) 一个单点这个路径一定存在，就分别对应向黑色的 (y) 个点中的 偶数/奇数 个点连边
- 但发现这样 (f(i,k,x,y)) 乘的系数都是 (2^{i-1})，所以 (x,y) 都只要记录为 (0) 或 (1) 即可，于是就有了 (O(n)) 做法
黑色同理
#define mod 998244353
#define N 200006
int n;
long long f[N][2][2][2],power[N];//f[i][k][x][y] k: even/odd x: white y: black
inline void add(long long &x,long long y){x=(x+y>=mod)?(x+y-mod):(x+y);}
int main(){
n=read();int need=read();
power[0]=1;
for(int i=1;i<=n;i++) power[i]=power[i-1]*2%mod;
int a=read();
if(a!=1) f[1][1][1][0]=1;//white
if(a!=0) f[1][1][0][1]=1;//black
for(int i=1;i<n;i++){
a=read();
for(int k=0;k<2;k++)for(int x=0;x<2;x++)for(int y=0;y<2;y++)if(f[i][k][x][y]){
long long now=f[i][k][x][y];
if(a!=1){//i+1: white
if(!y) add(f[i+1][k^1][1][y],now*power[i]%mod);
else{
add(f[i+1][k][x][y],now*power[i-1]%mod);add(f[i+1][k^1][1][y],now*power[i-1]%mod);
}
}
if(a!=0){//i+1: black
if(!x) add(f[i+1][k^1][x][1],now*power[i]%mod);
else{
add(f[i+1][k][x][y],now*power[i-1]%mod);add(f[i+1][k^1][x][1],now*power[i-1]%mod);
}
}
}
}
long long ans=0;
for(int x=0;x<2;x++)for(int y=0;y<2;y++) add(ans,f[n][need][x][y]);
printf("%lld
",ans);
return 0;
}