题目：
博客页面左下角的嘴嘴瓜封神之战中的题目
分析：
一个排列交换次数为 \(\frac{1}{2}\sum_{i=1}^{n}|i-p_i|\) 的充要条件是这个排列不存在长度为 \(3\) 的下降序列（即：最长下降子序列不超过 \(2\) ），证明 感性理解如下：
考虑如果交换次数大于 \(\frac{1}{2}\sum_{i=1}^{n}|i-p_i|\) ，那么一定存在至少一个元素「绕路」了。
必要性 ：「绕路」分为如下两种情况：
第一，某个元素的目标位置在它左侧，但它往右移动了。如果出现这种情况，那么它右边一定紧贴着一个比它小的元素。既然右边必然有比它小的元素，那么左边的所有元素必须都比它小才能满足不存在长度为 \(3\) 的下降序列。然而，由于它的目标位置在当前位置的左边，所以比它小的元素数量比当前在它左边的元素数量少。所以，如果这个元素绕路，那么一定存在长度为 \(3\) 的下降序列。
第二，某个元素的目标位置在它右侧，但它往左移动了。如果出现这种情况，那么导致它向左移动的一定是一个它左侧的比它大的元素。同时，和上面类似，右侧不可能所有元素都比它大。所以也一定存在长度为 \(3\) 的下降序列。
充分性 ：若存在 \(i<j<k\) 满足 \(p_i>p_j>p_k\) （即一个长度为 \(3\) 的下降序列），由于最终状态是有序的，那么 \(p_j\) 必然和 \(p_i\) 和 \(p_k\) 分别交换过一次。和 \(p_i\) 交换时 \(p_j\) 向左运动，和 \(p_k\) 交换时 \(p_j\) 向右运动，而 \(p_j\) 的目标要么在原来左边，要么在原来右边，所以一定「绕路」了。
先忽略字典序的条件，那么问题就转换成了不存在长度为 \(3\) 的下降序列的排列数。 打表发现是卡特兰数。
考虑 动态规划 递推。如果现在已经填好了前 \(i\) 个位置，下一个位置怎么填呢？为了保证不出现长度为 \(3\) 的下降序列，只有两种填法：填任意一个比前 \(i\) 个数都大的数，或填最小的还没有出现过的数。如果按照这两种策略填，显然不会出现长度为 \(3\) 的下降序列（充分性）；如果不按照这两种策略，即填了一个比当前最大值小，但不是最小的数，那么当前最大值、现在填的数和没出现过的最小值（因为是个排列，每个数必须都出现，所以现在不填以后就得填）会构成一个长度为 \(3\) 的下降序列（必要性）。
那么设 \(f_{i,j}\) 表示填好了 \(i\) 个数，最大值为 \(j\) 时接下来填法的方案数，有如下转移（最大值不变时对应着「填没出现过的最小值」这唯一一种方案）：
\[f_{i,j}=\sum_{k=1}^{j-1}f_{i+1,k}+f_{i+1,j}=\sum_{k=1}^jf_{i-1,k}\]
直接算是 \(O(n^3)\) 的，前缀和优化一下也是 \(O(n^2)\) ，显然过不去。但是你打表都打出卡特兰数了，还不往组合数那边想想是为啥吗？
卡特兰数那一套推导过程经常用在二维平面上走路来思考对吧（自信脸 .jpg ）。考虑这道题，点 \((i,j)\) 能走到 \((i+1,k)\) 其中 \(j\leq k\leq n\) ，而 \(f_{i,j}\) 就是从 \((i,j)\) 走到 \((n,n)\) 的方案数。走的步长不一定怎么办呢？我们发现走的步数是确定的 \(n-i\) ，而总步长也是确定的 \(n-j\) ，相当于 \(n-i\) 个非负整数之和是 \(n-j\) 的方案数。那么用一下插板法，得到方案数就是 \(C_{n-i+n-j-1}^{n-i-1}\) 。注意，走的时候要时刻保证 \(i\leq j\) ，即要时刻保证在直线 \(y=x-1\) 上方（不能碰到）。按照卡特兰数的套路，对于每种不合法的方案都可以将其第一次碰到上述直线之前的部分关于该直线对称，这样就和从 \((i,j)\) 关于 \(y=x-1\) 的对称点 \((j+1,i-1)\) 。同样可以用插板法计算它到 \((n,n)\) 的方案数，即不合法方案数。
综上所述：
\[ f_{i,j}=C_{2n-i-j-1}^{n-i-1}-C_{2n-i-j-1}^{n-j-2} \]
于是可以 \(O(1)\) 算出任意一个 \(f\) 值了。
噢，别忘了还有个字典序的限制。大力枚举前 \(i\) 个字符相同，并维护此时的最大值 \(j\) 。那么此时对答案的贡献就是 \(\sum_{k=j+1}^{n}f_{i+1,k}=f_{i,j+1}\) （只能往大填。如果填没出现过的最小值肯定不满足字典序的限制） 。注意如果枚举过程中已经出现了长度为 \(3\) 的下降序列，那么后面一定没有合法方案，直接退出。
代码：
#include#include #include #include using namespace std;namespace zyt{ template inline bool read(T &x) { char c; bool f = false; x = 0; do c = getchar(); while (c != EOF && c != '-' && !isdigit(c)); if (c == EOF) return false; if (c == '-') f = true, c = getchar(); do x = x * 10 + c - '0', c = getchar(); while (isdigit(c)); if (f) x = -x; return true; } template inline void write(T x) { static char buf[20]; char *pos = buf; if (x < 0) putchar('-'), x = -x; do *pos++ = x % 10 + '0'; while (x /= 10); while (pos > buf) putchar(*--pos); } typedef long long ll; const int N = 1.2e6 + 10, p = 998244353; int n, fac[N], finv[N]; inline int power(int a, int b) { int ans = 1; while (b) { if (b & 1) ans = (ll)ans * a % p; a = (ll)a * a % p; b >>= 1; } return ans; } inline int inv(const int a) { return power(a, p - 2); } void init() { fac[0] = 1; for (int i = 1; i < N; i++) fac[i] = (ll)fac[i - 1] * i % p; finv[N - 1] = inv(fac[N - 1]); for (int i = N - 1; i > 0; i--) finv[i - 1] = (ll)finv[i] * i % p; } inline int C(const int n, const int m) { if (n < 0 || m < 0 || n < m) return 0; else return (ll)fac[n] * finv[m] % p * finv[n - m] % p; } int cal(const int i, const int j) { if (i > j) return 0; else return (C(n * 2 - i - j - 1, n - i - 1) - C(n * 2 - i - j - 1, n - (j + 1) - 1) + p) % p; } bool vis[N]; int work() { int T; read(T); init(); while (T--) { read(n); memset(vis, 0, sizeof(bool[n + 1])); int ans = 0, pos = 1, mx = 0; bool flag = true; for (int i = 1; i <= n; i++) { int a; read(a); mx = max(mx, a); ans = (ans + cal(i - 1, mx + 1)) % p; if (flag && a < mx && a != pos) { write(ans); flag = false; } vis[a] = true; while (vis[pos]) ++pos; } if (flag) write(ans); putchar('\n'); } return 0; }}int main(){#ifdef BlueSpirit freopen("4769.in", "r", stdin);#endif return zyt::work();}