t1：這題較為簡單。
只需求出去掉每乙個位置之後逆序對個數減少多少個，然後推一下式子就好了。
t2：這題比較靈活。
我們把所有的字串放在乙個矩陣上，然後從左往右考慮每一列，我們發現其實所有字串就是在不斷地分組。把每一列中字母相同的字串分到同一組，然後在看下一列。最終m列之後每乙個字串都別分到了不同的組，這樣就是合法的。
那麼我們就可以dp了。設f[i][l][r][c]表示現在處理到第i列，l~r行最大的字元填c的且當前l~r行的字典序有嚴格保證的方案數。（注意我們是從m往1處理的）。
在轉移時，我們列舉乙個r1和d，表示第i列r+1~r1行填d，接著我們就f[i][l][r1][d]+=f[i][l][r][c]*f[i+1][r+1][r1][e]。由於e的任意性，我們可以邊求f邊求和，那麼轉移時我們就不用列舉e了。
這樣的複雜度時能過的。但是還有一些細節要注意，比如說我們要判斷r+1~r1填d是否合法，還有就是在l~r都能填c的情況下，我們要把g[i+1][l][r]作為f[i][l][r][c]的初值（g就是f的和）。
細節較多，貼一下**：
#include#include#include#define ll long long
#define maxn 60
#define maxm 30
#define maxv 30
#define mod 990804011
ll a[maxn][maxm],f[maxm][maxn][maxn][maxv],g[maxm][maxn][maxn],n,m,ans;
char a1[maxn][maxm];
int main()
else a[i][j]=-1;
for(l=1;l<=n;l++)
if(a[l][m]!=-1)f[m][l][l][a[l][m]]=1;
else
for(c=1;c<=26;c++)f[m][l][l][c]=1;
for(c=0;c<=26;c++)
for(l=1;l<=n;l++)
for(r=l;r<=n;r++)
for(i=m-1;i>=1;i--)
for(c=0;c<=26;c++)
for(l=1;l<=n;l++)
g[i][l][r]=(g[i][l][r]+f[i][l][r][c])%mod;
}}printf("%lld",g[1][1][n]);
}
首先我們把所有x[i]減1，然後發現f就等於從(0,0...,0)走到(x[1],x[2],...,x[k])的方案數%2。
然後我們就可以開始推式子：
首先對於二維情況：f=c(x1+x2,x2)。
那麼擴充套件到k維的情況就是：
現在就是要求f的奇偶性。首先很容易得出n!中2因子的個數=
這時又到感性理解的時候了：如果存在某個x[i]和x[j]相加時在二進位制狀態下發生了進製，那麼f一定含有2因子，即f的貢獻為0。
這其實不難理解。那麼現在我們可以得出結論，如果想要f對答案有貢獻，那麼所有x的二進位制位上最多只能有乙個1（即不能進製）。
那麼就可以數字+狀壓dp了。設f[i][s]表示當前到第i位，其中s狀態下的x前面已經頂到了上限（就是數字dp的常見套路）的方案數。列舉所有x的第i-1位填什麼，即乙個新的01集合s1，判斷是否合法後轉移即可。
最後要優化一下才能過。
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