题目描述

既然是萌萌哒$visit\text{_}world$的比赛,那必然会有一道计数题啦!
考虑一个$N$个节点的二叉树,它的节点被标上了$1\sim N$的编号。并且,编号为$i$的节点在二叉树的前序遍历中恰好是第$i$个出现。
我们定义$A_i$表示编号为$i$的点在二叉树的中序遍历中出现的位置。
现在,给出$M$个限制条件,第$i$个限制条件给出了$u_i,v_i$,表示$A_{u_i},A_{v_i}$你需要计算有多少种不同的带标号二叉树满足上述全部限制条件,答案对$10^9+7$取模。


输入格式

第一行一个整数$T(1\leqslant T\leqslant 5)$,表示数据组数。
每组数据第一行为两个整数$N,M$,意义如题目所述。
接下来$M$行,每行两个整数$u_i,v_i(1\leqslant u_i,v_i\leqslant N)$。描述一条限制。


输出格式

对每组数据,输出一行一个整数,表示答案。


样例

样例输入:

3
5 0
3 2
1 2
2 3
3 3
1 2
2 3
3 1

样例输出:

42
1
0


数据范围与提示

样例解释:

第一组数据,无任何限制时,$5$个点的二叉树形态个数为$42$。
第二组数据,唯一满足条件的二叉树的形态为$1-2-3$。($1$为根,$2,3$均为右儿子)。
第三组数据,限制条件产生矛盾。

数据范围:

对于全部的测试数据,保证$T\leqslant 5,N\leqslant 400,M\leqslant 10^3$
子任务$1$($20$分):$M=0$。
子任务$2$($15$分):$N\leqslant 10$。
子任务$3$($20$分):$N\leqslant 50,M\leqslant 1$。
子任务$4$($15$分):$N\leqslant 50$。
子任务$5$($30$分):无特殊限制。


题解

先来复习一下三种遍历序:

  $\alpha.$前(先)序遍历:根$\rightarrow$左$\rightarrow$右。

  $\beta,$中序遍历:左$\rightarrow$中$\rightarrow$右。

  $\gamma.$后序遍历:左$\rightarrow$右$\rightarrow$根。

为方便记忆,我们可以只记“根”在其中的位置就好了,先序遍历根在前,中序遍历根在中,后序遍历根在后,左在前右在后。

不妨从$M=0$的情况入手,你可能找规律发现是卡特兰数,简单证明一下:

  可以把放到左儿子认为是$+1$,放到右儿子认为是$-1$,所以是卡特兰数。

但是如果接着往下思考它就死了……

考虑换一个思路解决这个问题,考虑$DP$,设$dp[l][r]$表示点的编号区间$[l,r]$所能组成的不同形态的数的个数。

因为需要满足前序遍历序就是点的编号,所以$l$一定是根节点,且左右子树里点的编号也是分别连续的,所以我们可以得到转移方程:

$$dp[l][r]=\sum \limits_{i=l}^r dp[l+1][i]\times dp[i+1][r]$$

接着考虑带限制的情况,其实也很简单;不妨设两点$u$和$v$,且$u$的编号比$v$小。

如果存在限制要求在中序遍历中$v$在$u$之前,那么$v$一定要在$u$的左子树中;反之同理。

于是我们可以预处理出来一定在左子树中的编号最大的点(设为$L[i]$)和一定在右子树中的编号最小的点(设为$R[i]$),那么我们可以得到:

$$dp[l][r]=\sum \limits_{i=L[l]}^{R[l]}dp[l+1][i]\times dp[i+1][r])$$

于是这道题就解决了。

时间复杂度:$\Theta(n^3)$。

期望得分:$100$分。

实际得分:$100$分。


代码时刻

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int mod=1000000007;
int N,M;
bool Map[401][401];
int L[401],R[401];
long long dp[401][401];
void pre_work()
{
memset(Map,0,sizeof(Map));
memset(dp,-1,sizeof(dp));
}
long long dfs(int l,int r)
{
if(l>r)return 1;
if(L[l]>r)return 0;
if(l==r)return 1;
if(dp[l][r]!=-1)return dp[l][r];
dp[l][r]=0;
for(int i=L[l];i<=min(R[l],r);i++)
dp[l][r]=(dp[l][r]+dfs(l+1,i)*dfs(i+1,r)%mod)%mod;
return dp[l][r];
}
int main()
{
int T;scanf("%d",&T);
while(T--)
{
pre_work();
scanf("%d%d",&N,&M);
for(int i=1;i<=M;i++)
{
int u,v;scanf("%d%d",&u,&v);
Map[u][v]=1;
}
for(int i=1;i<=N;i++)
{
L[i]=R[i]=i;
for(int j=i+1;j<=N;j++)if(Map[j][i])L[i]=j;
for(int j=i+1;j<=N;j++){if(Map[i][j])break;R[i]=j;}
}
printf("%lld\n",max(0LL,dfs(1,N)));
}
return 0;
}

rp++

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