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A
题解
知识点：模拟。
如题。
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
int x;
cin >> x;
if (x <= 7) cout << "very easy" << '\n';
else if (x <= 233) cout << "easy" << '\n';
else if (x <= 10032) cout << "medium" << '\n';
else if (x <= 114514) cout << "hard" << '\n';
else if (x <= 1919810) cout << "very hard" << '\n';
else cout << "can not imagine" << '\n';
return 0;
}
B
题解
知识点：因数集合，枚举，二分。
预处理 \([1,2 \times 10^5]\) 所有数的因数，设 \(pos_i\) 为因数 \(i\) 出现的位置，对每个数处理即可。
查询 \(x\) 时，只需在 \(pox_{a_x}\) 内二分查找大于 \(x\) 的位置，然后就可以得到 \(a_x\) 作为因数出现的位置个数。
时间复杂度 \(O((2 \times 10^5) \log ({2 \times 10^5})+(n+q) \sqrt {a_i})\)
空间复杂度 \(O((2 \times 10^5) \log ({2 \times 10^5})+(n+q) \sqrt {a_i})\)
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
int a[400007];
vector<int> pos[200007];
vector<int> factor[200007];
void get_factor(int n) {
for (int i = 1;i <= n;i++)
for (int j = i;j <= n;j += i)
factor[j].push_back(i);
}
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
get_factor(2e5);
int n, q;
cin >> n >> q;
for (int i = 1;i <= n;i++) cin >> a[i];
for (int i = 1;i <= n;i++) for (auto f : factor[a[i]]) pos[f].push_back(i);
while (q--) {
int op, x;
cin >> op >> x;
if (op == 1) {
a[++n] = x;
for (auto f : factor[a[n]]) pos[f].push_back(n);
}
else {
int id = lower_bound(pos[a[x]].begin(), pos[a[x]].end(), x) - pos[a[x]].begin();
cout << pos[a[x]].size() - id - 1 << '\n';
}
}
return 0;
}
C
题解
知识点：贪心。
手动模拟一下发现系数是二项式系数，大的数放中间小的放外边即可。
时间复杂度 \(O(n^2)\)
空间复杂度 \(O(n^2)\)
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
const int mod = 1e9 + 7;
int a[1007];
int s[1007];
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
int n;
cin >> n;
for (int i = 1;i <= (n + 1) / 2;i++) a[i] = 2 * i - 1;
for (int i = 1;i <= n / 2;i++) a[n - i + 1] = 2 * i;
for (int i = 1;i <= n;i++) s[i] = a[i];
for (int i = 1;i <= n - 1;i++) {
for (int j = 1;j <= n - i;j++) {
(s[j] += s[j + 1]) %= mod;
}
}
cout << s[1] << '\n';
for (int i = 1;i <= n;i++) cout << a[i] << " \n"[i == n];
return 0;
}
D
题解
知识点：字符串，线性dp。
为了容易求出去掉一个字母后的子序列个数，考虑分别dp前缀和后缀子序列 t = "udu" 个数。
设 \(f_{i,j}\) 为 \(s[1,i]\) 中子序列 \(t[1,j]\) 的个数， \(g_{i,j}\) 为 \(s[n-i+1,n]\) 中子序列 \(t[3-j+1,3]\) 的个数，特别地 \(j = 0\) 时为空串。转移方程很显然，详见代码。
最后枚举 \(n\) 个位置，第 \(i\) 个位置删去后子序列总数为 \(\sum_{j = 0}^3 (f_{i - 1,j} \cdot g_{n - i,3 - j})\) 取最小值的位置即可。
时间复杂度 \(O(n)\)
空间复杂度 \(O(n)\)
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
ll f[200007][4];
ll g[200007][4];
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
string s;
cin >> s;
int n = s.size();
s = "?" + s;
string t = "?udu";
f[0][0] = 1;
for (int i = 1;i <= n;i++) {
for (int j = 0;j <= 3;j++) {
f[i][j] = f[i - 1][j];
if (s[i] == t[j]) f[i][j] += f[i - 1][j - 1];
}
}
reverse(s.begin() + 1, s.end());
reverse(t.begin() + 1, t.end());
g[0][0] = 1;
for (int i = 1;i <= n;i++) {
for (int j = 0;j <= 3;j++) {
g[i][j] = g[i - 1][j];
if (s[i] == t[j]) g[i][j] += g[i - 1][j - 1];
}
}
reverse(s.begin() + 1, s.end());
reverse(t.begin() + 1, t.end());
int pos = -1;
ll mn = 1e18;
for (int i = 1;i <= n;i++) {
ll tmp = 0;
for (int j = 0;j <= 3;j++) tmp += f[i - 1][j] * g[n - i][3 - j];
if (tmp < mn) mn = tmp, pos = i;
}
s[pos] = 'a';
cout << s.substr(1, n) << '\n';
return 0;
}
E
题解
知识点：数论，最小生成树。
根据Kruskal最小生成树，我们贪心选权小的边即可。接下来对每个数 \(i\) 分类讨论：
当 \(1 + k < i\) 时，我们有 \(\gcd(1,i) = 1\) 权值是最小的。 当 \(i+k\geq n\) 时， \(i\) 不存在 \(\gcd\) 的边，因此我们选 \(\text{lcm}\) 最小的边 \(\text{lcm}(1,i) = i\) 。 当 \(i+k<n\) 时，我们枚举数 \(j \in [i+k+1,n]\) ，取 \(\gcd(i,j)\) 的最小值。注意到， \(2\times 10^5\) 内素数间距不会很大，因此不用枚举多少个数即可得到 \(\gcd(i,j) = 1\) ，此时跳出即可。时间复杂度 \(O(n)\)
空间复杂度 \(O(1)\)
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
int n, k;
cin >> n >> k;
ll ans = 0;
for (int i = 2;i <= n;i++) {
if (1 + k < i) {
ans++;
continue;
}
int mi = i;
for (int j = i + k + 1;j <= n;j++) {
mi = min(mi, gcd(i, j));
if (mi == 1) break;
}
ans += mi;
}
cout << ans << '\n';
return 0;
}
F
题解
方法一
知识点：枚举，优先队列，离线，贪心。
离线预处理每次操作后的答案，每次对最大的数操作。
当所有数都为 \(1\) 时就不用继续操作了，一个数最多操作 \(4\) 次，因此复杂度是线性的。
时间复杂度 \(O(n \log n + q)\)
空间复杂度 \(O(n)\)
方法二
知识点：枚举，优先队列，离线，贪心，二分。
注意到每次操作后数字必然 \(\leq 31\) ，我们预处理答案为 \([1,31]\) 所需的操作次数，每次操作都对最大的数取。
对于一个询问 \(k\) ，只需要二分找到小于等于 \(k\) 的第一个答案即可。
若 \(k\) 小于答案 \(31\) 的操作次数，说明有数没有被操作到，我们对 \(a_i\) 从大到小排序取第 \(k+1\) 大的数即答案。
时间复杂度 \(O(n\log n + q)\)
空间复杂度 \(O(n)\)
代码
方法一
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
int f(int x) { return __builtin_popcount(x); }
int ans[200007 * 4];
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
int n, q;
cin >> n >> q;
priority_queue<int> pq;
for (int i = 1, x;i <= n;i++) {
cin >> x;
pq.push(x);
}
int cnt = 0;
while (pq.size() && pq.top() > 1) {
int mx = f(pq.top());
pq.pop();
pq.push(mx);
ans[++cnt] = pq.top();
}
while (q--) {
int k;
cin >> k;
cout << ans[min(cnt, k)] << '\n';
}
return 0;
}
方法二
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
int f(int x) { return __builtin_popcount(x); }
int a[200007];
int ans[40];
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
int n, q;
cin >> n >> q;
priority_queue<int> pq;
for (int i = 1, x;i <= n;i++) {
cin >> a[i];
pq.push(a[i]);
}
int cnt = 0;
for (int i = 31;i >= 1;i--) {
while (pq.size() && pq.top() > i) {
int mx = f(pq.top());
pq.pop();
pq.push(mx);
cnt++;
}
ans[i] = cnt;
}
sort(a + 1, a + n + 1, greater<int>());
while (q--) {
int k;
cin >> k;
if (k < ans[31]) cout << a[k + 1] << '\n';
else cout << lower_bound(ans + 1, ans + 31 + 1, k, greater<int>()) - ans << '\n';
}
return 0;
}
G
题解
知识点：贪心，双指针。
显然每次取最小的两个负数，或者取最大的两个正数乘在一起，这样最大。
考虑从小到大排序，用双指针指向最小的两个数和最大的两个数，每次取这两组较大值加入答案。
时间复杂度 \(O(n)\)
空间复杂度 \(O(n)\)
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
ll a[200007];
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
int n, k;
cin >> n >> k;
for (int i = 1;i <= n;i++) cin >> a[i];
sort(a + 1, a + n + 1);
int l = 1, r = n;
ll ans = 0;
while (k && l < r) {
ll x = a[l] * a[l + 1];
ll y = a[r - 1] * a[r];
if (x >= y) ans += x, l += 2;
else ans += y, r -= 2;
k--;
}
cout << ans << '\n';
return 0;
}
H
题解
知识点：数学。
取 \([1,x-1]\) 与 \([l,r]\) 的交叉部分算概率即可。
时间复杂度 \(O(1)\)
空间复杂度 \(O(1)\)
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
int x, l, r;
cin >> x >> l >> r;
double ans = (min(r, max(l - 1, x - 1)) - l + 1.0) / (r - l + 1);
cout << fixed << setprecision(10) << ans << '\n';
return 0;
}
I
题解
知识点：BFS，贪心。
一个结论就是，你走过的路可以立刻销毁，并让下一条你走的路变 \(1\) 。因此，对于一条路径，只需要考虑起点出发的第一条路径能否变成 \(1\) 即可，后续的路都可以通过销毁前面的路变 \(1\) 。
我们先处理出起点到终点需要走多少条路，因此bfs时把边权都当 \(1\) 遍历一遍即可。如果到终点的需要走的路数量小于总边数，那么第一条路可以销毁其他路变 \(1\) ，否则第一条路不能变。
时间复杂度 \(O(n+m)\)
空间复杂度 \(O(n+m)\)
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
vector<pair<int, int>> g[200007];
bool vis[200007];
int dis[200007];
queue<int> q;
void bfs(int s) {
q.push(s);
vis[s] = 1;
while (q.size()) {
int u = q.front();
q.pop();
for (auto [v, w] : g[u]) {
if (vis[v]) continue;
vis[v] = 1;
dis[v] = dis[u] + 1;
q.push(v);
}
}
}
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
int n, m;
cin >> n >> m;
for (int i = 1;i <= m;i++) {
int u, v, w;
cin >> u >> v >> w;
g[u].push_back({ v,w });
g[v].push_back({ u,w });
}
bfs(1);
if (m > dis[n]) cout << dis[n] << '\n';
else cout << dis[n] - 1 + g[1].front().second << '\n';
return 0;
}
J
题解
知识点：模拟，贪心，离线。
显然我们需要离线存储所有事件，事件分为三类：
刷题，pro中某人加 \(w\) 。 更新，rank更新为当前pro。 查询，查询rank中的某个人。更新事件分为两类：间隔为 \(T\) 的全部更新，查询后的单人更新。注意到，全部更新并不需要更新所有人的rank，我们只需要在 \((k+1)T\) 时刻，更新 \((kT,(k+1)T]\) 这段时间刷过题，即pro改变的人，的rank即可，如此全部更新事件就变成单人更新了。
时间复杂度 \(O(n \log n)\)
空间复杂度 \(O(n)\)
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
struct node {
int when, what, name, w;
friend bool operator<(const node &a, const node &b) {
return a.when == b.when ? a.what < b.what : a.when < b.when;
}
};
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
int n, T, R;
cin >> n >> T >> R;
int idx = 0;
map<string, int> mp;
vector<node> v;
for (int i = 1;i <= n;i++) {
int op, t;
string name;
cin >> op >> t >> name;
if (!mp.count(name)) mp[name] = ++idx;
if (op == 1) {
v.push_back({ t,3,mp[name],i });
v.push_back({ t + R,2,mp[name],0 });
}
else {
int w;
cin >> w;
v.push_back({ t,1,mp[name],w });
v.push_back({ (t + T - 1) / T * T,2,mp[name],0 });
}
}
sort(v.begin(), v.end());
vector<ll> pro(idx + 1), rank(idx + 1);
vector<pair<int, ll>> ans;
for (auto val : v) {
if (val.what == 1) pro[val.name] += val.w;
else if (val.what == 2) rank[val.name] = pro[val.name];
else ans.push_back({ val.w,rank[val.name] });
}
sort(ans.begin(), ans.end());
for (auto val : ans) cout << val.second << '\n';
return 0;
}
K
题解
知识点：博弈论，dfs。
考虑dfs搜索操作，边界条件为：
若超过了全局最大值 \(2x\) ，则一定平局。 若上一轮的人走到了 \(0\) 或之前走到过的点，那么这一轮看作胜。转移方式为：
若能让下一轮必败，那这一轮必胜。 否则，若能让下一轮平局，则这一轮平局。 否则，这一轮必败。先搜索除以 \(2\) 的分支，因为收敛更快，需要剪枝不然会超时。
用记忆化搜索也可以写，状态为 \((l,x,r)\) 表示 \([l,x]\) 已经访问过且大于 \(x\) 第一个被访问过的点为 \(r\) 。但实际上没必要，因为可以推断同一个状态最多被访问两次，不记忆还好写点。
状态空间为 \(O(x^3)\) ，但实际上根本跑不满。
时间复杂度 \(O(\text{玄学})\)
空间复杂度 \(O(x)\)
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
int mx;
bool vis[1007];
int dfs(int x) {
if (x >= mx) return 0;
if (x == 0 || vis[x]) return 1;
vis[x] = 1;
int l = dfs(x / 2);
if (l == -1) return vis[x] = 0, 1;
int r = dfs(x + 1);
if (r == -1) return vis[x] = 0, 1;
vis[x] = 0;
return r ? -1 : 0;
}
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
int x;
cin >> x;
mx = x * 2;
int f = dfs(x);
if (f == 1) cout << "ning" << '\n';
else if (f == -1) cout << "red" << '\n';
else cout << "draw" << '\n';
return 0;
}
L
题解
方法一
知识点：容斥原理，排列组合。
容斥原理是最直接的思路。
先有两个结论：
\(A(x_1,y_1)\) 到 \(B(x_2,y_2)\) ，即 \(A \to B\) 的路径总数是 \(\dbinom{x_2-x_1 + y_2 - y_1}{x_2-x_1}\) 。 \(A(x,y)\) 到斜边各点，即 \(A \to fin\) 的路径总数是 \(2^{n-x+1-y}\) ，可以通过二项式系数证明。我们需要 \((1,1) \to fin\) 且不经过禁用点的路径总数，因此我们可以考虑 \((1,1) \to fin\) 路径总数减去经过禁用点的路径总数。
路径总数很好求 \(2^{n-1}\) 。
对于只经过一个禁用点 \((1,1) \to (x,y) \to fin\) 的路径数，我们可以通过 \((1,1) \to (x,y)\) 路径数乘以 \((x,y) \to fin\) 的路径数，利用结论1和2即可求得，结果是 \(\dbinom{x-1 + y - 1}{x-1} \cdot 2^{n-x+1-y}\) 。
但是，禁用点可能会有路径包含关系。若 \(A(x_1,y_1)\) 和 \(B(x_2,y_2)\) 满足 \(x_1 < x_2\) 且 \(y_1 <y_2\) ，则称 \(A\) 包含 \(B\) 。对于 \(A\) 包含 \(B\) 的情况， \((1,1) \to A \to fin\) 的路径可能也通过了 \(B\) ，因此计算 \((1,1) \to A \text{ 或 } B \to fin\) 的路径总数时，需要先求出 \((1,1) \to A \to fin\) 和 \((1,1) \to B \to fin\) 的路径数，再减去 \((1,1) \to A \to B \to fin\) 的路径数。
以此类推，我们枚举所有 \(2^m\) 个选禁用点通过的合法方案的路径数，根据容斥原理，奇数个点的路径加，偶数个点的路径减，最后就可以得到经过禁用点的路径总数。其中合法方案指，需要存在路径能通过所有选中的禁用点，不能出现一条路径没经过某个点的情况，这要保证任意两点都有包含关系。例如对于 \(A,B,C\) ，若 \(A\) 包含 \(B,C\) 但 \(B\) 和 \(C\) 没用包含关系，那么我们无法找到一条能同时通过 \(A,B,C\) 的路径，所以这是不合法的。
为了方便，我们对点按照 \(x\) 为第一关键字， \(y\) 为第二关键字从小到大排序。
时间复杂度 \(O(2^mm)\)
空间复杂度 \(O(m)\)
方法二
知识点：拓扑序dp，排列组合。
我们不难发现，我们容斥中 \(2^m\) 次的加加减减，最后得到的实际上是到达每个禁用点实际路径数，再乘以各自到达斜边各点的路径数，最后求和便是路径总数。
同时，我们还能发现，实际上 \(2^m\) 次方案有很多重复计算。例如我们要求出到达 \(v\) 的实际路径数，我们只需要知道所有 \(v\) 的前驱 \(u_i\) 的实际路径数，然后用 \((1,1)\) 到 \(v\) 的全部路径数减去 \((1,1)\) 通过 \(u_i\) 到 \(v\) 的路径数和，即 \(((1,1) \to v) - \sum u_i (u_i \to v)\) ，可以得到 \(v\) 的实际路径数。
注意到，这是一个可以递推的过程，免去了容斥枚举的复杂度。因此，我们可以 \(O(m^2)\) 建一个DAG，设 \(f_u\) 为到 \(u\) 的实际路径数，利用拓扑序dp，计算方法同上即可。最后，对于 \(f_u\) ，那么 \(f_u \cdot 2^{n-u_x + 1-u_y}\) 即经过 \(u\) 的实际路径数。
时间复杂度 \(O(m^2)\)
空间复杂度 \(O(m^2)\)
方法三
知识点：线性dp，排列组合。
更进一步，我们发现建图的过程中其实可以直接dp了，为了方便我们排好序直接线性dp即可。
时间复杂度 \(O(m^2)\)
空间复杂度 \(O(m)\)
代码
方法一
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
const int P = 1e9 + 7;
const int N = 2e5 + 7;
namespace CNM {
int qpow(int a, ll k) {
int ans = 1;
while (k) {
if (k & 1) ans = 1LL * ans * a % P;
k >>= 1;
a = 1LL * a * a % P;
}
return ans;
}
int fact[N], invfact[N];
void init(int n) {
fact[0] = 1;
for (int i = 1;i <= n;i++) fact[i] = 1LL * i * fact[i - 1] % P;
invfact[n] = qpow(fact[n], P - 2);
for (int i = n;i >= 1;i--) invfact[i - 1] = 1LL * invfact[i] * i % P;
}
int C(int n, int m) {
if (n == m && m == -1) return 1; //* 隔板法特判
if (n < m || m < 0) return 0;
return 1LL * fact[n] * invfact[n - m] % P * invfact[m] % P;
}
}
using namespace CNM;
using pii = pair<int, int>;
int AtoB(pii A, pii B) {
auto [x1, y1] = A;
auto [x2, y2] = B;
return C(x2 + y2 - x1 - y1, x2 - x1);
}
int n, m;
pii pos[20];
int f[20];
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
cin >> n >> m;
for (int i = 1;i <= m;i++) cin >> pos[i].first >> pos[i].second;
sort(pos + 1, pos + m + 1);
init(n);
int ans = 0;
for (int i = 0;i < (1 << m);i++) {
pii pre = { 1,1 };
auto &[px, py] = pre;
bool ok = 1, flag = 0;
int mul = 1;
for (int j = 0;j < m;j++) {
if (!(i & (1 << j))) continue;
auto [x, y] = pos[j + 1];
if (px > x || py > y) {
ok = 0;
break;
}
mul = 1LL * mul * AtoB(pre, pos[j + 1]) % P;
pre = pos[j + 1];
flag ^= 1;
}
if (!ok) continue;
if (flag) (ans -= 1LL * mul * qpow(2, n - px + 1 - py) % P - P) %= P;
else (ans += 1LL * mul * qpow(2, n - px + 1 - py) % P) %= P;
}
cout << ans << '\n';
return 0;
}
方法二
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
const int P = 1e9 + 7;
const int N = 2e5 + 7;
namespace CNM {
int qpow(int a, ll k) {
int ans = 1;
while (k) {
if (k & 1) ans = 1LL * ans * a % P;
k >>= 1;
a = 1LL * a * a % P;
}
return ans;
}
int fact[N], invfact[N];
void init(int n) {
fact[0] = 1;
for (int i = 1;i <= n;i++) fact[i] = 1LL * i * fact[i - 1] % P;
invfact[n] = qpow(fact[n], P - 2);
for (int i = n;i >= 1;i--) invfact[i - 1] = 1LL * invfact[i] * i % P;
}
int C(int n, int m) {
if (n == m && m == -1) return 1; //* 隔板法特判
if (n < m || m < 0) return 0;
return 1LL * fact[n] * invfact[n - m] % P * invfact[m] % P;
}
}
using namespace CNM;
using pii = pair<int, int>;
int n, m;
pii pos[20];
int AtoB(pii A, pii B) {
auto [x1, y1] = A;
auto [x2, y2] = B;
return C(x2 + y2 - x1 - y1, x2 - x1);
}
vector<int> g[20];
int f[20];
int deg[20];
queue<int> q;
void toposort() {
for (int i = 1;i <= m;i++) if (!deg[i]) q.push(i);
while (!q.empty()) {
int u = q.front();
q.pop();
(f[u] += AtoB({ 1,1 }, pos[u])) %= P;
for (auto v : g[u]) {
(f[v] -= 1LL * f[u] * AtoB(pos[u], pos[v]) % P - P) %= P;
deg[v]--;
if (!deg[v]) q.push(v);
}
}
}
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
cin >> n >> m;
for (int i = 1;i <= m;i++) cin >> pos[i].first >> pos[i].second;
for (int i = 1;i <= m;i++) {
auto [x1, y1] = pos[i];
for (int j = 1;j <= m;j++) {
if (i == j) continue;
auto [x2, y2] = pos[j];
if (x2 <= x1 && y2 <= y1) {
g[j].push_back(i);
deg[i]++;
}
}
}
init(n);
toposort();
ll ans = qpow(2, n - 1);
for (int i = 1;i <= m;i++) {
auto [x, y] = pos[i];
(ans -= 1LL * f[i] * qpow(2, n - x + 1 - y) % P - P) %= P;
}
cout << ans << '\n';
return 0;
}
方法三
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
const int P = 1e9 + 7;
const int N = 2e5 + 7;
namespace CNM {
int qpow(int a, ll k) {
int ans = 1;
while (k) {
if (k & 1) ans = 1LL * ans * a % P;
k >>= 1;
a = 1LL * a * a % P;
}
return ans;
}
int fact[N], invfact[N];
void init(int n) {
fact[0] = 1;
for (int i = 1;i <= n;i++) fact[i] = 1LL * i * fact[i - 1] % P;
invfact[n] = qpow(fact[n], P - 2);
for (int i = n;i >= 1;i--) invfact[i - 1] = 1LL * invfact[i] * i % P;
}
int C(int n, int m) {
if (n == m && m == -1) return 1; //* 隔板法特判
if (n < m || m < 0) return 0;
return 1LL * fact[n] * invfact[n - m] % P * invfact[m] % P;
}
}
using namespace CNM;
using pii = pair<int, int>;
int AtoB(pii A, pii B) {
auto [x1, y1] = A;
auto [x2, y2] = B;
return C(x2 + y2 - x1 - y1, x2 - x1);
}
int n, m;
pii pos[20];
int f[20];
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
cin >> n >> m;
for (int i = 1;i <= m;i++) cin >> pos[i].first >> pos[i].second;
sort(pos + 1, pos + m + 1);
init(n);
int ans = qpow(2, n - 1);
for (int i = 1;i <= m;i++) {
auto [x1, y1] = pos[i];
f[i] = AtoB({ 1,1 }, pos[i]);
for (int j = 1;j < i;j++) {
auto [x2, y2] = pos[j];
if (x2 <= x1 && y2 <= y1) (f[i] -= 1LL * f[j] * AtoB(pos[j], pos[i]) % P - P) %= P;
}
(ans -= 1LL * f[i] * qpow(2, n - x1 + 1 - y1) % P - P) %= P;
}
cout << ans << '\n';
return 0;
}
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