1020 . 逆序排列
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在一个排列中,如果一对数的前后位置与大小顺序相反,即前面的数大于后面的数,那么它们就称为一个逆序。一个排列中逆序的总数就称为这个排列的逆序数。
如2 4 3 1中,2 1,4 3,4 1,3 1是逆序,逆序数是4。
1-n的全排列中,逆序数最小为0(正序),最大为n*(n-1) / 2(倒序)
给出2个数n和k,求1-n的全排列中,逆序数为k的排列有多少种?
例如:n = 4 k = 3。
1 2 3 4的排列中逆序为3的共有6个,分别是:
1 4 3 2
2 3 4 1
2 4 1 3
3 1 4 2
3 2 1 4
4 1 2 3
由于逆序排列的数量非常大,因此只需计算并输出该数 Mod 10^9 + 7的结果就可以了。
Input
第1行:一个数T,表示后面用作输入测试的数的数量。(1 <= T <= 10000) 第2 - T + 1行:每行2个数n,k。中间用空格分隔。(2 <= n <= 1000, 0 <= k <= 20000)
Output
共T行,对应逆序排列的数量 Mod (10^9 + 7)
Input 示例
1 4 3
Output 示例
如果题目给序列,让求逆序数,常用方法有用归并排序和树状数组,但这题给的逆序数,让求序列的个数
我们想一个这样的问题,f[n][m]表示逆序数为m的n个元素排列的个数,则
f(n+1,m)=f(n,m)+f(n,m-1)+f(n,m-2)+……+f(n,m-n)
这个公式的解释为:“n+1元素逆序数为m的序列的个数等于n个元素逆序数为(m,m-1,m-2,m-3,…………m-n)”
为什么是这样的呢,因为增加一个元素,逆序数增加的个数为0到n个
所以公式是这样的。如果按这个递推公式去做此题,复杂度为m*n^2
我们可以再仔细看一下 f(n+1,m-1)=f(n,m-1)+f(n,m-2)+……+f(n,m-n)+f(n,m-n-1)
所以当m-n-1小于0时:f(n+1,m)=f(n,m)+f(n+1,m-1);
所以当m-n-1大于0时:f(n+1,m)=f(n,m)+f(n+1,m-1)-f(n,m-n-1);
这样的话复杂度就为,n*m;
还有一句 初始化的问题:要记得任何序列,逆序数为1的个数为1
本题还可以用滚动数组,节省内存
逆序数奇偶各半, 都是 n!/2
#include<stdio.h>
#include<algorithm>
#include<string.h>
#include<iostream>
using namespace std;
#define MAXN 20008
#define Mod 1000000007
typedef struct{
int x,y,Id;
int count;
}NODE;
NODE node[10008];
int t,n,m;
int f[2][MAXN];
bool comp(NODE a,NODE b){
return a.x<b.x;
}
bool comb(NODE a,NODE b){
return a.Id<b.Id;
}
void COUNT(){
int i,j,k,p;
memset(f,0,sizeof(f));
for(k=0;k<t;k++)
if(node[k].x==1){
if(node[k].y==0)
node[k].count=1;
else
node[k].count=0;
}
else break;
f[0][0]=1;
for(i=2;i<=n;i++){
f[1][0]=1;
p=i*(i-1)/2;
if(p>m)p=m;
for(j=1;j<=p;j++){
f[1][j]=(f[1][j-1]+f[0][j])%Mod;
if(j-i>=0){
f[1][j]-=f[0][j-i];
if(f[1][j]<0)
f[1][j]+=Mod;
}
}
for(;k<t;k++)
if(node[k].x==i)
node[k].count=f[1][node[k].y];
else break;
for(j=0;j<=p;j++)
f[0][j]=f[1][j];
}
}
int main(){
int i;
cin>>t;
n=0;m=0;
for(i=0;i<t;i++){
cin>>node[i].x>>node[i].y;
node[i].Id=i;
n=max(n,node[i].x);m=max(m,node[i].y);
}
sort(node,node+t,comp);
COUNT();
sort(node,node+t,comb);
for(i=0;i<t;i++)
cout<<node[i].count<<endl;
}