有 $2^n$ 名选手，编号为 $1$ 至 $2^n$. 现在这 $2^n$ 名选手将进行 $n$ 轮淘汰赛，决出胜者. 若 $x<y$，则 $x$ 能战胜 $y$.
但是有 $m$ 个例外，1 号选手会输给这 $m$ 个选手，问有多少种初始排列方式使得 $1$ 号点能取得胜利.
（每次是 2i vs 2i-1，即 1 vs 2，3 vs 4，5 vs 6........被淘汰掉的选手会从序列里出来，然后其余按照相对顺序继续 pk)
题解：
手画一下，发现这 $2^n$ 名选手的对阵图是一个二叉树结构.
而二叉树中每个非叶子节点代表着子树最小值.
然后你发现对于二叉树中每一个非叶子节点，左右儿子是可以任意交换的.
我们不妨就钦定编号为 1 的在第一个位置上（最后再乘上一个可以随意左右交换的 $2^n$ 即可）
然后你发现 1 号点在二叉树的最靠左的叶子上，那么如果 1 号点想胜利（爬到根），就要满足所有与 1 pk 的区间不能含有那 $m$ 个数.
而与 1 号点 pk 的区间就是 $[2,2]$，$[3,4]$，$[5,8]$，$[9,16]$......
我们的目的就是把 $2$ ~ $2^n$ 这些数填到这些区间中，使得 1 能赢.
但是你发现正着求非常困难，所以我们考虑用容斥来解决.
套路：即钦定一些区间一定不合法，其余区间随便填，最后来一个二项式反演.
令 $f[i][S]$ 表示从大到小已考虑 $i$ 个数，且集合 $S$ 不合法的方案数.
这个用状压dp 的转移方式转移一下就可以了.
#include <cstdio>
#include <algorithm>
#define N 18
#define ll long long
#define mod 1000000007
#define setIO(s) freopen(s".in","r",stdin)
using namespace std;
int bin[N],f[N][1<<N],fac[1<<N],inv[1<<N],a[N];
int qpow(int x,int y)
{
int tmp=1;
for(;y;y>>=1,x=(ll)x*x%mod)
if(y&1) tmp=(ll)tmp*x%mod;
return tmp;
}
int C(int x,int y) { if(x<y) return 0; return (ll)fac[x]*inv[y]%mod*inv[x-y]%mod; }
int count(int x)
{
int c=0;
while(x) { if(x&1) ++c; x>>=1; }
return c;
}
int main()
{
// setIO("input");
int i,j,n,m;
scanf("%d%d",&n,&m);
bin[0]=fac[0]=inv[0]=1;
for(i=1;i<=n;++i) bin[i]=bin[i-1]<<1;
for(i=1;i<=bin[n];++i) fac[i]=(ll)fac[i-1]*i%mod,inv[i]=qpow(fac[i],mod-2);
for(i=1;i<=m;++i) scanf("%d",&a[i]);
sort(a+1,a+1+m);
f[m+1][0]=1;
int cnt=0;
for(i=m;i>=1;--i)
{
for(j=0;j<bin[n];++j)
{
f[i][j]=(ll)(f[i][j]+f[i+1][j])%mod;
int t=bin[n]-1-j; // 共有 t 个空位置
for(int k=0;bin[k]<bin[n];++k)
{
if(j&bin[k]||!f[i+1][j]) continue;
(f[i][j|bin[k]]+=((ll)f[i+1][j]*C(t-a[i]+1,bin[k]-1)%mod*fac[bin[k]]%mod)%mod)%=mod;
}
}
}
int ans=0;
for(i=0;i<bin[n];++i)
{
int d=(count(i)&1)?mod-1:1;
ans=(ll)(ans+(ll)f[1][i]*fac[bin[n]-1-i]%mod*d%mod)%mod;
}
ans=(ll)ans*bin[n]%mod;
printf("%d\n",ans);
return 0;
}
