一道好题。
题意：给定一棵\(n\)个点的树，求：
\[\sum_{S\subseteq \{1,2,\dots,n\}}f(S)^k\]
其中\(f(S)\)代表由点集\(S\)关于原树的虚树的边数。\(n\leq10^5\)，\(k\leq 200\)，对\(10^9+7\)取模。
吐槽：比赛的时候看到这道题想到的是组合数做法，然而是\(O(nk^2)\)的，但可以用任意模数\(\text{NTT}\)优化到\(O(nk\log k)\)，当然由于常数巨大结果可想而知。可以说是第一次感受到被1e9+7支配的恐惧。我觉得出题人模数不出\(998244353\)就是为了卡这种做法...当然正解的做法还是让人心服口服并且受益良多的。
题解：首先有一种套路叫做幂转下降幂，即这个等式：
\[x^k=\sum_{i=0}^k \begin{Bmatrix} k \\ i \end{Bmatrix}x^{\underline i}\]
考虑它的一个等价形式：
\[x^k=\sum_{i=0}^k \begin{Bmatrix} k \\ i \end{Bmatrix}i!{x\choose i}\]
应用到这道题的式子中，我们要求的就是：
\[\sum_{S\subseteq \{1,2,\dots,n\}}\sum_{i=0}^k \begin{Bmatrix} k \\ i \end{Bmatrix}i!{f(S)\choose i}\]
考虑交换求和的顺序：
\[\sum_{i=0}^k \begin{Bmatrix} k \\ i \end{Bmatrix}i!\Bigg(\sum_{S\subseteq \{1,2,\dots,n\}}{f(S)\choose i}\Bigg)\]
从组合意义上来讲，后面的式子等价于枚举所有大小为\(i\)的边集，计算虚树包含这个边集的点集数目并相加得到的结果。根据这一点，我们可以进行dp。我们设答案数组\(g_i=\sum_{S\subseteq \{1,2,\dots,n\}}{f(S)\choose i}\)，那么只要知道\(g\)就很容易知道答案。
先考虑如何简化判断虚树的边的过程。首先，假如点集中所有点的\(lca\)就是根，那么存在一种非常简单的方法：对于每一个非根节点，假如点集至少包含一个它的子树中的点，那么它向父亲的边就会被包含。于是我们可以考虑枚举点集中所有点的\(lca\)，设为\(x\)，对于是\(x\)的子树的子集的所有非空点集，用上述方法来判断边数，我们不妨称这样得到的虚树为关于\(x\)的伪虚树。当然会有一部分不合法的，即所有点都在以\(x\)的某个儿子\(y\)的子树内，我们将关于\(x\)的伪虚树的贡献去掉即可。
我们设\(f_{x,i}\)表示所有大小为\(i\)的边集被多少个关于\(x\)的伪虚树包含。
为了方便，我们不妨在开始时将空集也计算在内，最后在去掉空集的影响，容易得知去掉空集只要在最后将\(f_{x,0}\)减\(1\)即可。
那么初始时只有\(x\)本身，考虑是否选择\(x\)，两种情况都只有\(0\)条边，因此可以设\(f_{x,0}=2\)。
接下来考虑在原来的基础上如何添加一棵以\(y\)为根的子树。我们先考虑如何将关于\(y\)的伪虚树改造成关于\(x\)的伪虚树。我们设辅助数组\(tmp\)，\(tmp_i\)表示所有大小为\(i\)的边集被多少个关于\(x\)的伪虚树中只含以\(y\)为根的子树中的点的伪虚树包含。如果是非空的子集，那么实际上就是多包含了\(y\)和\(x\)之间的边。于是我们根据点集是否包含新的这条边，得出转移\(tmp_i+=f_{y,i}+f_{y,i-1}\)。最后考虑空集的情况，那么\(tmp_0++\)。可以发现这里计算的伪虚树除空集以外都是不合法的，于是令\(g_i-=tmp_i\)，最后加上额外减去的空集，即\(g_0++\)。
接下来只要根据乘法原理将\(f_x\)与\(tmp\)合并就可以得到新的\(f'_x\)，转移方程为：
\[f'_{x,i}=\sum_{j=0}^if_{x,j}*tmp_{i-j}\]
在算完所有子树以后就得到了所有关于\(x\)的伪虚树的贡献，我们先去掉空集，即\(f_{x,0}--\)，再将贡献加入到答案数组中，即\(g_i+=f_{x,i}\)。
这样做的复杂度看上去是\(O(nk^2)\)的，但是考虑到合并\(x\)和\(y\)时，设\(size_x\)表示当前处理好的\(x\)的子树的点数，那么合并的代价实际上是\(\min(k,size_x)*\min(k,size_y)\)。
首先考虑若干个\(<k\)的子树进行合并直到合并为一个\(\geq k\)的子树，代价是\(O(k^2)\)的，最多合并成\(\frac{n}{k}\)个这样的，于是复杂度是\(O(nk)\)。
再考虑\(<k\)的与\(\geq k\)的合并，复杂度是\(O(size*k)\)的，那么由于每一点最多经历一次这个过程，复杂度也是\(O(nk)\)。
最后是两个\(\geq k\)的子树合并，由于只有最多\(\frac{n}{k}\)个这样的子树因此操作次数不超过\(\frac{n}{k}\)，因此复杂度是\(O(nk)\)。
于是最终的复杂度是\(O(nk)\)，降低复杂度的关键是合并的代价可以和子树大小取\(\min\)。
代码：
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#include<vector>
using std::min;
using std::vector;
const int mod=1e9+7;
inline int add(int a,int b)
{
return (a+=b)>=mod?a-mod:a;
}
inline int sub(int a,int b)
{
return (a-=b)<0?a+mod:a;
}
inline int mul(int a,int b)
{
return (long long)a*b%mod;
}
inline int qpow(int a,int b)
{
int res=1;
for(;b;a=mul(a,a),b>>=1)
if(b&1)
res=mul(res,a);
return res;
}
const int N=1e5+5,K=205;
int n,k,ans;
int S[K][K],fact[K];
int size[N];
vector<int> e[N];
int f[N][K];
int tmp[K],tmp2[K];
int g[K];
void dfs(int x,int father)
{
int kx,ky;
register int i,j;
f[x][0]=2;size[x]=1;
for(auto y:e[x])
if(y!=father)
{
dfs(y,x);kx=min(k,size[x]);ky=min(k,size[y]);
memcpy(tmp,f[y],sizeof(int)*(ky+1));
for(i=ky;i>0;i--)
tmp[i]=add(tmp[i],tmp[i-1]);
for(i=0;i<=ky;i++)
g[i]=sub(g[i],tmp[i]);
tmp[0]=add(tmp[0],1);
memset(tmp2,0,sizeof(int)*(k+1));
for(i=0;i<=kx;i++)
for(j=0;j<=ky&&i+j<=k;j++)
tmp2[i+j]=add(tmp2[i+j],mul(f[x][i],tmp[j]));
memcpy(f[x],tmp2,sizeof(int)*(k+1));
size[x]+=size[y];
}
f[x][0]=sub(f[x][0],1);
kx=min(k,size[x]);
for(i=0;i<=kx;i++)
g[i]=add(g[i],f[x][i]);
return;
}
signed main()
{
int x,y;
register int i,j;
scanf("%d%d",&n,&k);
fact[0]=1;
for(i=1;i<=k;i++)
fact[i]=mul(fact[i-1],i);
S[0][0]=1;
for(i=1;i<=k;i++)
{
S[i][0]=0;S[i][i]=1;
for(j=1;j<i;j++)
S[i][j]=add(S[i-1][j-1],mul(j,S[i-1][j]));
}
for(i=1;i<=n-1;i++)
{
scanf("%d%d",&x,&y);
e[x].push_back(y);
e[y].push_back(x);
}
dfs(1,0);
for(i=1;i<=k;i++)
ans=add(ans,mul(mul(S[k][i],fact[i]),g[i]));
printf("%d\n",ans);
return 0;
}