1.什么是插头$DP$？
插头$DP$是$CDQ$大佬在$2008$年的论文中提出的，是基于状压$D$P的一种更高级的$DP$多用于处理联通问题（路径问题，简单回路问题，多回路问题，广义回路问题，生成树问题）。
插头$DP$每道题都不一样，且需要进行较为繁琐的分类讨论，所以插头$DP$十分锻炼思维的严谨性和全面性。
2.插头$DP$思路
$\mathcal{A.}$状态确立
$\alpha.$插头
插头表示一种联通状态。
在棋盘模型中，一个格子有向某方向的插头，表示这个格子在这个方向与插头那边的格子相连。
注意：插头并不是说将要去某处的虚拟状态，而是已经到达某处的现实状态。
我们需要考虑的是接下来往哪里走，因为如果有一个插头指向当前格子，说明当前格子已经与插头的来源有联通了。
有了插头，就方便多啦，我们一般需要的是进行逐格递推，通俗的讲，就是跑一遍。
$\beta.$轮廓线
轮廓线就是一条分界线，至于它为什么叫轮廓线，我也不知道，就像$CDQ$为什么叫$CDQ$一样，她也不知道，但是她爸妈知道。
你可以感性的将它理解为是“已经决策了的格子”与“还没有决策的格子”的分界线。
但是，轮廓线的用途不止如此。
轮廓线还兼容了存储这条分界线上插头状态的作用。
需要注意的是，假设一行内有$m$个格子，那么会有$m+1$个插头，为什么呢？
看一下下面的这张图：
显然一行内有$4$个格子，但是有$5$个插头，多出来的那一个插头在当前正在决策的那个格子的右侧。
个人习惯将插头编号为$1~m$。
一般数据范围比较小，我们可以用状压来存储，即定义$dp[i][j][state]$表示当前决策到$(i,j)$这个点，状态为$state$的方案数（或代价，$etc$）。
$\gamma.$插头与轮廓线的结合
插头与轮廓线结合在一起，就会碰撞出一些美丽的火花。
我们递归的时候就是依据插头的存在性，来求出所有能转移到的合法状态。
在回路问题中，对于一个状态一个格子恰好有两个插头，一个“进来”，一个“出去”。
$\mathcal{B}.$记录状态
下面来介绍三种记录状态的方式：
$\alpha.$最小表示法
为了方便，所有有障碍的格子记为$0$，第一个非障碍的格子以及所有与它相连的格子标记为$1$，第一个未标记的格子以及与它相邻的格子标记为$2$……
重复以上的过程，直到所有的格子都标记完毕。
举个栗子：
$1,2,5$联通，$3,6$联通，$4$自己和自己卡在一起，那么其最小表示法即为${1,1,2,3,1,2}$。
$\beta.$括号表示法
先来看一个性质：假设一条轮廓线上有$4$个插头$a,b,c,d$，$a$与$c$联通且不与$b$联通，那么$b$与$d$肯定也不联通。
这个性质很重要，因为它适用于所有的棋盘问题。
就像这样，显然如果$b$与$d$也相交的话就不可能满足情况了。
再具体一点：
相信细心的你一定会发现，轮廓先上方的路径都是由若干条互不相交的路径构成的，原因就是再上面那张图。
每条路径上的两个端点也会恰好对应轮廓线上的两个插头。
再来明确一点，对于不同的插头，我们称它们为左插头或右插头，并不是指它们的方向，而是指在途中相对的左右，如下图：
有点跑题了，这种“不交叉”很容易让我们联想到括号匹配，左括号为进栈，右括号为出栈，左括号一定与右括号一一对应。
当然有可能会让你想到卡特兰数，这点很重要，能帮你卡常。
$\gamma.$状态的编码
利用状压的思想，我们将每行$m+1$个状态用一个$m+1$位的$k$进制数表示，在做题的时候建议将$k$改为$2$的$n$次幂，方便进行为运算，运行速度会有很大的提升（前提空间允许）。
小技巧：如需大范围修改联通状态，可以选择$\Theta(m)$将其解码到一个数组里，修改后在$\Theta(n)$将其计算为$k$进制数，而对于只需要进行局部修改的情况可以直接用$(x\ div\ p^{i-1})mod\ p$来获取第i位的状态，使用$+x\times p^{i-1}$来对第i位的状态进行修改。
$\mathcal{C}.$状态转移
$\alpha.$行间转移
显然，第$i$行第$j$列的下插头决定了第$i+1$行第$j$列有没有上插头，因此需要将这个信息传递给下一行。
当枚举到一行的最后一个格子的时候，第$m$个插头一定为$0$（即为没有），如下图。
细心的你还能发现，在行间转移之前的第$0~m-1$个插头会变成行间转移之后的第$1~m$个插头，如下图。
所以，我们每次只需要将上一行的状态左移一位即可。
代码$\downarrow$：
for(int j=1;j<=cnts[cnt];j++)state[cnt][j]<<=1;
打法奇特，请多谅解。
$\beta.$逐格转移
因题而异，比行间转移复杂，一般分为多种情况，需要分类讨论。
在很多的状态转移中都出现了以下三种情况：
$\mathfrak{a}.$新建一个联通分量：
这个情况只出现在转移位置的轮廓线上没有下插头和右插头：
在上图中，这个格子没有上插头，也没有左插头，那么由于我们要遍历整张图，所以我们要新建插头，把这个格子与其他格子连起来，相应的，我们要把原来轮廓线对应位置的插头改为$1$。
$\mathfrak{b}.$合并两个联通分量：
不连通的话，当然这样做会把他们变联通：
这个位置有上插头，也有左插头。由于我们不要求只有一条回路，因此回路可以在这里结束。我们直接更新答案即可。
$\mathfrak{c}.$保持原有的联通分量：
只有一个插头。那么这个插头可以向其他方向走：向下和向右均可以。所以我们修改一下轮廓线并更新对应状态的答案即可。
$\mathcal{D}.$优化
可以使用$hash$表进行优化，下面附一个此题中我用的$hash$表的代码$\downarrow$：
int pre_hash[600000],at;
int sta_hash[2][600000],cnts[2];
void hash_map(int sta,long long val)
{int key=sta%590027;for(int i=pre_hash[key];i;i=hash[i].nxt)if(sta_hash[cnt][hash[i].to]==sta)//如果这个状态已经存在，就加上{dp[cnt][hash[i].to]+=val;return;}sta_hash[cnt][++cnts[cnt]]=sta;//不存在这个状态就新建dp[cnt][cnts[cnt]]=val;hash[++at].nxt=pre_hash[key];hash[at].to=cnts[cnt];pre_hash[key]=at;
}
例题$\downarrow$
题目描述
一个$m\times n$的棋盘,有的格子存在障碍，求经过所有非障碍格子的哈密顿回路个数。
输入格式
第$1$行，$n,m$。
从第$2$行到第$n+1$行，每行一段字符串（$m$个字符），"*"表不能铺线，"."表必须铺。
输出格式
输出一个整数，表示总方案数。
样例
样例输入$1$：
4 4
**..
....
....
....
样例输出$1$：
2
样例输入$2$：
4 4
....
....
....
....
样例输出$2$：
6
数据范围与提示
$2\leqslant n,m\leqslant 12$。
题解
典型的插头$DP$板子题，洛谷更是将它作为了【模板】插头$dp$。
这道题中，我们需要用$3$进制来表示状态，$0$表示无插头，$1$表示左插头，$2$表示右插头，我使用的是$4$进制，弃掉一位，但是方便位运算的操作。
下面来列举一下这道题的$7$种情况：
$\alpha.$有障碍：
if(!Map[i][j]){if(!down&&!right)hash_map(sta,ans);}
$\beta.$
：
if(!down&&!right){if(Map[i+1][j]&&Map[i][j+1])hash_map(sta+2*(1<<bit[j])+(1<<bit[j-1]),ans);}
$\gamma.$
：
if(down&&!rght)
{if(Map[i][j+1])hash_map(sta,ans);if(Map[i+1][j])hash_map(sta+down*((1<<bit[j-1])-(1<<bit[j])),ans);
}
$\delta.$
：
if(!down&&right)
{if(Map[i+1][j])hash_map(sta,ans);if(Map[i][j+1])hash_map(sta+right*((1<<bit[j])-(1<<bit[j-1])),ans);
}
$\epsilon.$
：
if(down==1&&rght==1)
{int count=1;for(int l=j+1;l<=m;l++){if((sta>>bit[l])%4==1)count++;if((sta>>bit[l])%4==2)count--;if(!count){hash_map(sta-(1<<bit[j])-(1<<bit[j-1])-(1<<bit[l]),ans);break;}}
}
注意此时我们不仅需要将两个左插头减去，而且还要将左边的右插头变成左插头。
$\zeta.$
：
if(down==2&&rght==2)
{int count=1;for(int l=j-2;l>=0;l--){if((sta>>bit[l])%4==1)count--;if((sta>>bit[l])%4==2)count++;if(!count){hash_map(sta-2*(1<<bit[j])-2*(1<<bit[j-1])+(1<<bit[l]),ans);break;}}
}
注意上面依然需要减去两个右插头，再把右边的左插头变成右插头。
$\eta.$
：
if(down==1&&rght==2){hash_map(sta-(1<<bit[j])-2*(1<<bit[j-1]),ans);}
此时我们合并了一个右插头和一个左插头，减去就好了。
$\theta.$形成了一个回路，只有在最后一个格子才有可能形成回路。
if(down==2&&rght==1&&i==endx&&j==endy)ansss+=ans;
$7$种情况已经列举完了，代码实现细节不少，要注意。
代码时刻
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
struct hash_table
{int nxt;int to;
}hash[600000];
char ch[20];
int pre_hash[600000],at;
int sta_hash[2][600000],cnts[2];
bool Map[15][15];
int bit[15];
bool cnt;
int endx,endy;
long long ans,ansss,dp[2][600000];
void hash_map(int sta,long long val)//hash表
{int key=sta%590027;for(int i=pre_hash[key];i;i=hash[i].nxt)if(sta_hash[cnt][hash[i].to]==sta){dp[cnt][hash[i].to]+=val;return;}sta_hash[cnt][++cnts[cnt]]=sta;dp[cnt][cnts[cnt]]=val;hash[++at].nxt=pre_hash[key];hash[at].to=cnts[cnt];pre_hash[key]=at;
}
int main()
{int n,m;scanf("%d%d",&n,&m);for(int i=1;i<=n;i++){scanf("%s",ch+1);for(int j=1;j<=m;j++)if(ch[j]=='.'){Map[i][j]=1;endx=i;endy=j;}}for(int i=1;i<=m;i++)//预处理一下，方便下面处理bit[i]=(i<<1);cnts[0]=1;dp[0][1]=1;for(int i=1;i<=n;i++){for(int j=1;j<=cnts[cnt];j++)sta_hash[cnt][j]<<=2;//将状态左移一位for(int j=1;j<=m;j++){at=0;memset(pre_hash,0,sizeof(pre_hash));cnt^=1;cnts[cnt]=0;for(int k=1;k<=cnts[cnt^1];k++){int sta=sta_hash[cnt^1][k];//提取状态long long ans=dp[cnt^1][k];int down=(sta>>bit[j])%4;//提取插头信息，下同int rght=(sta>>bit[j-1])%4;if(!Map[i][j])//α{if(!down&&!rght)hash_map(sta,ans);}else if(!down&&!rght)//β{if(Map[i+1][j]&&Map[i][j+1])hash_map(sta+2*(1<<bit[j])+(1<<bit[j-1]),ans);}else if(down&&!rght)//γ{if(Map[i][j+1])hash_map(sta,ans);if(Map[i+1][j])hash_map(sta+down*((1<<bit[j-1])-(1<<bit[j])),ans);}else if(!down&&rght)//δ{if(Map[i+1][j])hash_map(sta,ans);if(Map[i][j+1])hash_map(sta+rght*((1<<bit[j])-(1<<bit[j-1])),ans);}else if(down==1&&rght==1)//ε{int count=1;for(int l=j+1;l<=m;l++){if((sta>>bit[l])%4==1)count++;if((sta>>bit[l])%4==2)count--;if(!count){hash_map(sta-(1<<bit[j])-(1<<bit[j-1])-(1<<bit[l]),ans);break;}}}else if(down==2&&rght==2)//ζ{int count=1;for(int l=j-2;l>=0;l--){if((sta>>bit[l])%4==1)count--;if((sta>>bit[l])%4==2)count++;if(!count){hash_map(sta-2*(1<<bit[j])-2*(1<<bit[j-1])+(1<<bit[l]),ans);break;}}}else if(down==1&&rght==2)//η{hash_map(sta-(1<<bit[j])-2*(1<<bit[j-1]),ans);}else if(down==2&&rght==1&&i==endx&&j==endy)ansss+=ans;//θ}}}printf("%lld",ansss);return 0;
}
rp++
