问题描述
小 (D) 最近学习了最小生成树的有关知识。为了更好地学习求最小生成树的流程，他造了一张 (n) 个点的带权无向完全图（即任意两个不同的点之间均有且仅有一条无向边的图），并求出了这个图的最小生成树。
为了简单起见，小 (D) 造的无向图的边权为 ([1,frac{n(n-1)}{2}]) 之间的整数，且任意两条边的边权均不一样。
若干天后，小 (D) 突然发现自己不会求最小生成树了。于是他找出了当时求出的最小生成树，但是原图却怎么也找不到了。于是小 (D) 想要求出，有多少种可能的原图。但是小 (D) 连最小生成树都不会求了，自然也不会这个问题。请你帮帮他。
形式化地，你会得到 (n-1) 个递增的正整数 (a_1,a_2,cdots,a_{n-1})，依次表示最小生成树上的边的边权。你要求出，有多少张 (n) 个点的带权无向完全图，满足：
- 每条边的边权为 ([1,frac{n(n-1)}{2}]) 之间的整数；
- 任意两条不同的边的边权也不同；
- 至少存在一种最小生成树，满足树上的边权按照从小到大的顺序排列即为 (a_1,a_2,cdots,a_{n-1})（事实上，可以证明任意一张无向图的任意两棵最小生成树上的边权集合相同）。
因为答案可能很大，所以你只要求出答案对 (10^9+7=1,000,000,007)（一个质数）取模的结果即可。
输入格式
第一行一个整数 (n)。
第二行 (n-1) 个空格隔开的整数 (a_1,a_2,cdots,a_{n-1})，表示最小生成树上的边权。
输出格式
一行一个整数表示可能的无向图个数对 (10^9+7) 取模的结果。
样例输入
7
1 2 4 5 7 9
样例输出
616898266
数据范围
(n le 40)
解析
考虑如果DP的话，我们面临的最大问题是如何设计状态来记录当前图的连通块状况。我们可以用一个数组记录当前每个连通块的大小，然后将这个数组哈希成一个整数。可以发现，这样一个数组实际上是一个关于n的整数划分。而n只有40，因此本质上不一样的状态数量（每个数组从小到大排序之后不一样）最多只有40000个。这个性质我们后面会用到。
再考虑如何转移。我们不妨从小到大加入题目所给的树边，设当前加入的边的边权是(a_i)。那么，在加入这条边之前，由题目给的条件，我们还需要加入(num=a_i-a_{i-1}-1)条非树边。 这些非树边加入时显然不能改变原图连通块的数量，那么我们可以选择任意两个在同一个连通块中的还没有连边的点，数量为：
即所有可能的边减去已经加入的(a_{i-1})条边。其中(num_i)表示大小为(i)的连通块个数。如果(sum)小于需要加入的非树边的数量，说明当前状态不合法。否则，加入非树边的方案数为：
接下来考虑加入树边。我们选择两个连通块，然后分别在一个块中选择一个点。方案数为：
即仍然以(num_i)为基础，特殊讨论选择两个大小相同的连通块的情况。有了上述基础，DP方程就很好想了。设(f[i][j])表示当前加入第(i)条边，之后连通块情况的哈希值为(j)时的方案数。我们有：
其中(k)满足状态(k)加入第(i-1)条边之后能够得到状态(j)。再利用最开始提到的性质，每次产生的本质不同的状态最多只有40000种，我们只要在每次转移时注意对拓展到的状态去重即可。此外，为了方便，对于每个状态我们可以把它转化为(num_i)的形式，即记录每个大小的连通块的数量，方便转移。不难证明，这样的转移不会改变原来状态本质不同的性质。
初始状态是所有连通块大小为1，有n个；最终状态为连通块大小为n，只有1个。
代码
#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>
#include <map>
#include <queue>
#define int long long
#define N 42
#define M 40002
using namespace std;
const int mod=1000000007;
struct node{
int cnt,num[N];
bool operator < (const node &a) const{
for(int i=1;i<=40;++i){
if(num[i]!=a.num[i]) return num[i]<B.num[i];
}
return 0;
}
}tmp,p[M];
int n,i,j,k,l,a[N],cntp,x,f[2][M],g[M],fac[N*N],inv[N*N];
bool vis[M];
map<node,int> m;
queue<int> q;
int read()
{
char c=getchar();
int w=0;
while(c<'0'||c>'9') c=getchar();
while(c<='9'&&c>='0'){
w=w*10+c-'0';
c=getchar();
}
return w;
}
void dfs(int last,int n)
{
if(n==0){
p[++cntp]=tmp;
return;
}
for(int i=last;i<=n;i++){
tmp.num[++tmp.cnt]=i;
dfs(i,n-i);
tmp.cnt--;
}
}
int poww(int a,int b)
{
int ans=1,base=a;
while(b){
if(b&1) ans=ans*base%mod;
base=base*base%mod;
b>>=1;
}
return ans;
}
signed main()
{
int tot=0;
n=read();
for(i=1;i<n;i++) a[i]=read();
sort(a+1,a+n);
dfs(1,n);
fac[0]=1;
for(i=1;i<=n*n;i++) fac[i]=fac[i-1]*i%mod;
inv[n*n]=poww(fac[n*n],mod-2);
for(i=n*n-1;i>=0;i--) inv[i]=inv[i+1]*(i+1)%mod;
for(i=1;i<=cntp;i++){
int tmp[N];
memset(tmp,0,sizeof(tmp));
for(j=1;j<=p[i].cnt;j++) tmp[p[i].num[j]]++;
for(j=1;j<=n;j++) p[i].num[j]=tmp[j];
p[i].cnt=0;m[p[i]]=i;
}
f[0][1]=1;q.push(1);vis[1]=1;
for(i=1;i<n;i++){
x^=1;
memset(f[x],0,sizeof(f[x]));
int num=a[i]-a[i-1]-1;
while(!q.empty()){
g[++l]=q.front();
q.pop();
vis[g[l]]=0;
}
while(l){
int now=g[l--],sum=1;
if(num){
sum=0;
for(j=1;j<=n;j++) sum+=(j*(j-1)/2)*p[now].num[j];
sum-=a[i-1];
if(sum>=num) sum=fac[sum]*inv[sum-num]%mod;
else continue;
}
sum=sum*f[x^1][now]%mod;
if(sum==0) continue;
node P=p[now];
for(j=1;j<=n;j++){
if(!P.num[j]) continue;
if(P.num[j]>=2){
int tmp=(P.num[j]*(P.num[j]-1)/2)*j*j;
P.num[j]-=2;P.num[j*2]++;
int id=m[P];
if(!vis[id]){
q.push(id);
vis[id]=1;
}
f[x][id]=(f[x][id]+tmp*sum%mod)%mod;
P.num[j]+=2;P.num[j*2]--;
}
for(k=j+1;k<=n;k++){
if(!P.num[k]) continue;
int tmp=P.num[j]*P.num[k]*j*k;
P.num[j]--;P.num[k]--;
P.num[j+k]++;
int id=m[P];
if(!vis[id]){
q.push(id);
vis[id]=1;
}
f[x][id]=(f[x][id]+tmp*sum%mod)%mod;
P.num[j]++;P.num[k]++;
P.num[j+k]--;
}
}
}
}
int ans=f[x][cntp]*fac[n*(n-1)/2-a[n-1]]%mod;
printf("%lld
",ans);
return 0;
}