Problem
题意:给定\(n\)只袋鼠,每只袋鼠有俩属性\(a,b\),若\(a_i\leq b_j\),则\(i\)是可以被\(j\)放置在袋子里的,求经过一系列放置操作后无法进行操作时的状态有多少种可能(每只袋鼠只能被一只袋鼠放在袋子里,同时也只能放一只袋鼠在袋子里)
\(n\leq 300,\forall i\in[1,n]a_i\geq b_i\)
Solution
将每只袋鼠拆成出点和入点后做匹配,相当于剩余未匹配点中\(\min a\geq \max b\)的匹配方案数
由于\(a_i\geq b_i\)保证不可能自己连向自己,相当于是自由匹配,所以点与点之间的顺序是没有任何关系的,考虑将两者从大到小排序
设\(f[i][j][k]\)表示当前考虑到第\(i\)只袋鼠的体积,这\(i\)只袋鼠中有\(j\)只已经被匹配,设\(t\)为第\(i\)只袋鼠能塞进的最小口袋(\(t\)也递增),则\(k\)表示前\(t\)个口袋中与袋鼠\([i+1,n]\)中匹配的数量
考虑到在定义下的\(f[i][j][k]\)中,这\(j\)只已经被匹配的袋鼠所对应的口袋一定在区间\([1,t]\)中,所以口袋\([1,t]\)分为三类:
- ① 和区间\([1,i]\)内共\(j\)只袋鼠匹配的口袋,共\(j\)个
- ② 和区间\([i+1,n]\)内共\(k\)只袋鼠匹配的口袋,共\(k\)个
- ③ 自由节点,尚未匹配,共\(t-j-k\)个
理顺了这些可以得到以下仨转移式(一般自己写可能会有情况缺漏,反正我是想了很久)
\[f[i][j][t-j]+=f[i-1][j][k]\]
\[f[i][j+1][k]+=f[i-1][j][k]\cdot (t-j-k)\]
\[f[i][j+1][k-1]+=f[i-1][j][k]\cdot k\]
自然统计答案
\[Ans=\sum_{i=0}^nf[n][i][0]\]
Code
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define rg register
template <typename _Tp> inline _Tp read(_Tp&x){
char c11=getchar();x=0;while(!isdigit(c11))c11=getchar();
while(isdigit(c11))x=x*10+c11-'0',c11=getchar();return x;
}
const int N=301,p=1e9+7;
int f[N][N][N],a[N],b[N];
int n,ans;
template <typename _tp> inline void pls(int&A,_tp B){A=A+B<p?A+B:A+B-p;}
inline bool cmp(const int&A,const int&B){return A>B;}
void init();void work();void print();
int main(){init();work();print();return 0;}
void work(){
f[0][0][0]=1;
for(rg int i=1,t=1;i<=n;++i){
if(!t)++t;
while(a[i]<b[t]&&t<=n)++t;--t;
for(rg int j=0;j<i;++j)
for(rg int k=0;k+j<=t;++k){
pls(f[i][j][t-j],f[i-1][j][k]);
pls(f[i][j+1][k],1ll*f[i-1][j][k]*(t-j-k)%p);
if(k)pls(f[i][j+1][k-1],1ll*f[i-1][j][k]*k%p);
}
}
}
void print(){
for(rg int i=0;i<=n;++i)
pls(ans,f[n][i][0]);
printf("%d\n",ans);
}
void init(){
read(n);
for(rg int i=1;i<=n;++i)
read(a[i]),read(b[i]);
sort(a+1,a+n+1,cmp);
sort(b+1,b+n+1,cmp);
}