原题链接
参考@ExRoc dalao博客
参考@Sliarae dalao博客

硬想很难发现规律 需要打表
@ExRoc dalao的打表代码dfs从小到大暴力枚举每一个数组并判断
长度 :长度 n n n完全逆序列的逆序对数= n ( n − 1 ) 2 {n(n-1)\over 2} 2n(n−1),需要 n ( n − 1 ) 2 ≥ x ≥ ( n − 1 ) ( n − 2 ) 2 {n(n-1)\over 2}\geq x\geq {(n-1)(n-2)\over 2} 2n(n−1)≥x≥2(n−1)(n−2)
构造 :把x分成两部分 x = d + ( l − 1 ) ( l − 2 ) 2 x=d+{(l-1)(l-2)\over 2} x=d+2(l−1)(l−2),先构造出 l − 1 l-1 l−1长度完全逆序列,其中包含一组 1 ∼ d 1\sim d 1∼d的数,最后再在数组最前面加上一个 d + 1 d+1 d+1,补上 d d d个逆序对
l − 1 l-1 l−1长度部分构造方法:
我是按照@Sliarae dalao的思路去理解的 先从一个排列的角度想
首先考虑如果要求 A A A 为排列怎么做:
找到一个最小的 n n n,使得序列 [ n , n − 1 , ... , 1 ] [n, n-1, \dots, 1] [n,n−1,...,1] 的逆序对数 n ( n − 1 ) 2 ≥ x \frac{n(n-1)}{2} \geq x 2n(n−1)≥x;
计算 v = n − ( n ( n − 1 ) 2 − x ) v = n - \left( \frac{n(n-1)}{2} - x \right) v=n−(2n(n−1)−x),将数字 v v v 交换到位置 A 1 A_1 A1。(提到最前面)
这样可以使得 A A A 的字典序最小。
然后抛弃排列性质,尽量把前面的值变小,其前提是后面的值尽量小
如 x = 7 = 1 + 4 ⋅ 3 2 x=7=1+\frac{4\cdot 3}{2} x=7=1+24⋅3,构造 2 , 4 , 3 , 2 , 1 2,4,3,2,1 2,4,3,2,1满足 x x x,接着把后面的数尽量变小,让字典序尽量小
2 ^ , 4 , 3 , 1 ‾ , 1 \hat 2,4,3,\underline1,1 2^,4,3,1,1: 2 → 1 2\rightarrow 1 2→1,失去和后面的1的逆序对,但是又和前面2形成,总的个数不变
2 , 4 , 2 ‾ , 1 , 1 2,4,\underline2,1,1 2,4,2,1,1: 3 → 2 3\rightarrow 2 3→2,和前后逆序对都没变
2 , 3 ‾ , 2 , 1 , 1 2,\underline3,2,1,1 2,3,2,1,1: 4 → 3 4\rightarrow 3 4→3,和前后逆序对都没变
所以 l − 1 l-1 l−1长度部分构造方式就是先构造一组 1 ∼ d 1\sim d 1∼d的数,其他的再从1开始递增把剩下的 l − 1 − d l-1-d l−1−d填满,从大到小排序
cpp
void solve(){
int x;cin>>x;
vector<int>a;
if(x==0){
a={1};
}else if(x==1){
a={2,1};
}else if(x==2){
a={2,1,1};
}else{
int l=2;//数组长度
forr(i,2,x){
if(i*(i-1)/2>=x){//长度为l的数组 最多有l*(l-1)/2个逆序对
l=i;
break;
}
}
//先构造l-1长度完全逆序数组 产生(l-1)*(l-2)/2 (小于x)个逆序对
int d=x-(l-1)*(l-2)/2;//另外需要构造的逆序对数(最后一个数能产生的逆序对数)
cout<<d<<' '<<l-d-1<<endl;
//先构造l-1长的逆序数组
forr(i,1,d){//d+1和1~d的逆序 能贡献d个逆序对
a.push_back(i);
}
forr(i,1,l-d-1){
a.push_back(i);
}
sort(a.begin(),a.end(),greater<int>());
//再把d+1放进去
a.insert(a.begin(),d+1);
}
cout<<a.size()<<endl;
for(auto x:a)cout<<x<<' ';cout<<endl;
}