宣？
T1 证明已补。
Upd on 2024/9/13:估分无误，静待上榜。
直接看编程题。话不多说，上题面。
T1：手套配对
T2：美丽路径
T1
本题为数学题，但是直接去推式子还是有一定难度的。
实际上可以瞪眼法先推一个“看起来比较正确”的式子。这个时候大概率会有问题，可以再用 dfs 打一张绝对正确的表（我用的是 n=5,m∈[1,10],k∈[1,5] 的表）。随后看看式子和表有什么区别（比如多乘了 2 的几次方，少了一项组合数之类的。）
相信我这么写大家都不会同意的，所以补个场后证明。
首先一个显然的结论：当 m<2×k 时，无可行方案，因为 k 对手套至少需要选择 2k 件手套才够。
排除这种情况，我们逐点考虑。首先在 n 对手套中选择完整 k 对的方案数为 Cnk。还剩下 m−2×k 件手套是可选的，而这些手套可以从剩下的 n−k 对手套中选择。左右手比较难办，我们暂时设剩下这些手套都只有左手，那么方案数就要再乘上 n−k 件手套中选 m−2×k 件手套的方案数，也就是 Cn−km−2×k。然后补上每一件手套都有左右手两种可能，就是再乘 2m−2×k。
最后放出结论，答案为：
{(Cnk×Cn−km−2×k×2m−2×k)mod(109+7)0, m−2×k≥0;, otherwise.
组合数和 2 的幂用递推公式预处理即可，数据范围再大组合数可以用模意义下的乘法逆元或者 Lucas 定理处理。时空复杂度 O(n2)。
T2
显然本题为树形 dp。按照树形 dp 的套路，我们令根为 1，ans(i) 为以 x 为根的子树中的最长美丽路径长度，dp(i) 为以 x 为根的子树且路径的一端为 x 的最长美丽路径长度，则答案为 ans(1)。容易得到转移方程：
dp(x)=⎩⎨⎧1y∈sonxandc(x)=c(y)max{dp(y)+1}, sonx=∅;, otherwise.
ans(x)={1max{y∈sonxmax{ans(y)},maxlen+seclen+1}, sonx=∅;, otherwise.
其中 maxlen,seclen 分别为异色儿子 y 中 dp(y) 的（非严格）最大、次大值。
翻译：若节点 x 为叶子节点，则 dp(x)=ans(x)=1；否则 dp(x) 为其所有异色子节点 y 中最大的 dp(y)+1，ans(x) 为其所有子节点 y 中最大的 ans(y)，再与其所有异色子节点 y 中 dp(y) 的（非严格）最大、次大值之和加一取最大值。
用 dfs 转移，时间复杂度 O(n)。
后记
估分 90pts 以上嘿嘿。
看了官网答案，vocal，I AK GESP 8级！！！
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