我们可以假设1的位置在1，并且依次与右边的区间合并。答案最后乘上2^n即可。
那么需要考虑1所在的区间与另一个区间合并时，另一个区间的最小值不能为特殊的。
直接求解很难，考虑容斥，钦定在哪几个位置必定输，容斥出必胜的方案数。
从大到小dp，设f(i,S)表示当前考虑到第i个特殊的数，必输的区间集合为S。
考虑是否向集合S中加入i，若加入，枚举在哪个区间合并，用组合数算出能够选出的数的方案并乘上排列数。
若不加入，则直接转移即可。
f(i,S) <- f(i+1,S)
f(i,S|(1<<k)) <- Σ f(i+1,S) * C((1<<n)-S-a[i],(1<<k)-1) * (1<<k)!
最后f(i,S)对答案的贡献还要乘上没有钦定的位置数的排列。
最后答案乘上2^n。
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long ll;
const int N=17,mod=1e9+7;
int n,m,a[N],f[N][1<<N],fac[1<<N],ifac[1<<N];
int Pow(int x,int k){
int ret=1;
while(k){
if(k&1)ret=(ll)ret*x%mod;
k>>=1;x=(ll)x*x%mod;
}
return ret;
}
int C(int n,int m){
if(n<m)return 0;
return (ll)fac[n]*ifac[m]%mod*ifac[n-m]%mod;
}
int main(){
scanf("%d%d",&n,&m);
for(int i=1;i<=m;i++)scanf("%d",&a[i]);
fac[0]=1;
for(int i=1;i<=(1<<n);i++)fac[i]=(ll)fac[i-1]*i%mod;
for(int i=0;i<=(1<<n);i++)ifac[i]=Pow(fac[i],mod-2);
sort(a+1,a+m+1,greater<int>());
f[0][0]=1;
for(int i=0;i<m;i++)
for(int j=0;j<(1<<n);j++){
if(!f[i][j])continue;
f[i+1][j]=(f[i+1][j]+f[i][j])%mod;
int res=(1<<n)-j-a[i+1];
for(int k=0;k<n;k++){
if(j&(1<<k))continue;
if(res<(1<<k)-1)break;
f[i+1][j|(1<<k)]=(f[i+1][j|(1<<k)]-(ll)f[i][j]*C(res,(1<<k)-1)%mod*fac[1<<k])%mod;
}
}
int ans=0;
for(int i=0;i<(1<<n);i++){
ans=(ans+(ll)f[m][i]*fac[(1<<n)-1-i])%mod;
}
ans=((ll)ans*(1<<n)%mod+mod)%mod;
cout<<ans<<"
";
}