題目鏈接
首先要先強調,排列A(0, 0) = 1,被這個卡了半天。
然後講一講關於這道題的思路,一開始想的方向是先完美匹配之後再去找增廣路,但是發現一點增廣路可以確定的是被替換,但是不能確定的是方案數,於是,肯定就該利用dp思想來解決該問題了。
開始想辦法dp,首先,想到的是我們不能去用行來進行約束,因爲行的話沒有確切的約束條件,但是通過每一列最多放一個這則消息,我們可以試着從列來進行展開,我們假設表示到第i列時候,前面還有j個列是空的情況。
在輸入中的"l, r"表示前l個和後r箇中,各自剛好放有一個,所以對於前l時候,到第l位的時候必須要保證有一個,所以我們可以記錄,"pre[l]++;"這樣的方法,也就是到這一位的時候必須約束上。
所以,dp的部分轉移方程就可以看出來了。
當我們排掉左邊部分的約束的時候,dp應該是:,因爲現在到第i+1位的時候,i+1位也還是空位的,然後我們必須從這j+1位裏面取出個,保證合法性。
但是這時候還是沒有對右邊的約束,所以我們還需要考慮右邊的約束條件。
因爲是從左到右,但是我們如果用上面記錄約束點的方式,那麼我們應該計算的是累加不合法的數量,保證到第M個的時候,累加不合法數量爲0即可。
所以,我們還需要控制右邊的“不合法”的數量,這時候先加上,然後最後到第M列的時候統計“0不合法”的答案即可。
假設表示到第i列的時候,有k個不合法的時候,那麼有狀態轉移方程:這是隻考慮後面的狀態的時候,但是同時考慮左邊的時候,我們還是需要乘上左邊的貢獻,所以我們需要分以下的狀態考慮:
-
放左
因爲放左的時候,不需要考慮右邊的,直接累加不合法數量即可。
-
放右
因爲在這裏,左邊的是直接要保證的,但是第i+1位又是去放右邊的了,所以左邊選j位來放了,然後第i+1位放的到底是中的哪一位呢,這份貢獻也要乘上去。
-
放中
算了前面兩種貢獻之後,還是少算了一種可能性,就是當還有很多空格的時候,我們可以放空格中,此時左邊的和右邊的都不會加了,而是直接加給空白格。所以我們還是需要知道這段區間的數量,可以直接計算。
直接考慮放在哪塊空白格即可。
#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <cmath>
#include <string>
#include <cstring>
#include <algorithm>
#include <limits>
#include <vector>
#include <stack>
#include <queue>
#include <set>
#include <map>
#include <bitset>
#include <unordered_map>
#include <unordered_set>
#define lowbit(x) ( x&(-x) )
#define pi 3.141592653589793
#define e 2.718281828459045
#define INF 0x3f3f3f3f
#define Big_INF 0x3f3f3f3f3f3f3f3f
#define HalF (l + r)>>1
#define lsn rt<<1
#define rsn rt<<1|1
#define Lson lsn, l, mid
#define Rson rsn, mid+1, r
#define QL Lson, ql, qr
#define QR Rson, ql, qr
#define myself rt, l, r
#define MP(a, b) make_pair(a, b)
using namespace std;
typedef unsigned long long ull;
typedef unsigned int uit;
typedef long long ll;
const ll mod = 1e9 + 7;
const int maxN = 55, maxM = 205;
int N, M, l[maxN], r[maxN], pre[maxM] = {0}, suff[maxM] = {0}, mid[maxM] = {0};
ll dp[maxM][maxM][maxN];
ll A[maxM][maxM], jc[maxM];
inline ll fast_mi(ll a, ll b = mod - 2LL)
{
ll ans = 1;
while(b)
{
if(b & 1) ans = ans * a % mod;
a = a * a % mod;
b >>= 1;
}
return ans;
}
inline void init()
{
jc[0] = jc[1] = 1; for(ll i = 2; i<=200; i++) jc[i] = jc[i - 1] * i % mod;
A[0][0] = 1;
for(int i=1; i<=200; i++)
{
A[i][0] = 1;
for(int j=1; j<=i; j++)
{
A[i][j] = jc[i] * fast_mi(jc[i - j]) % mod;
}
}
}
inline void MOOD(ll &x) { if(x >= mod) x %= mod; }
int main()
{
dp[0][0][0] = 1;
scanf("%d%d", &N, &M);
init();
for(int i=1; i<=N; i++)
{
scanf("%d%d", &l[i], &r[i]);
pre[l[i]]++;
suff[M - r[i] + 1]++;
for(int j=l[i] + 1; j<=M - r[i]; j++) mid[j]++;
}
for(int i=0; i<M; i++) //pos i th
{
for(int j=0; j<=i; j++) //pre j
{
for(int k=0; k<=N; k++) //illege k
{
if(dp[i][j][k])
{
//left
if(j + 1 >= pre[i + 1])
MOOD(dp[i + 1][j + 1 - pre[i + 1]][k + suff[i + 1]] += dp[i][j][k] * A[j + 1][pre[i + 1]] % mod);
//right
if(j >= pre[i + 1] && k + suff[i + 1] >= 1)
MOOD(dp[i + 1][j - pre[i + 1]][k + suff[i + 1] - 1] += dp[i][j][k] * A[j][pre[i + 1]] % mod * (k + suff[i + 1]) % mod);
//mid
if(j >= pre[i + 1])
MOOD(dp[i + 1][j - pre[i + 1]][k + suff[i + 1]] += dp[i][j][k] * A[j][pre[i + 1]] % mod * mid[i + 1] % mod);
}
}
}
}
ll ans = 0;
for(int i=0; i<=M; i++) ans = (ans + dp[M][i][0]) % mod;
printf("%lld\n", ans);
return 0;
}