本文组织结构如下：
- 前言
- 最长公共子序列（LCS）
- 最长不下降子序列（LIS）
- 最大连续子序列之和
- 最长回文子串
- 数塔问题
- 背包问题（Knapsack-Problem）
- 矩阵链相乘
- 总结
前言
在学过的算法当中，DP给我的感觉是最难的了。借着本次写blog好好复习一下这个算法。
众所周知，DP算法的关键点：
- 抽象出问题的状态表示
- 定义状态转移方程
- 填表顺序
最长公共子序列
最长公共子序列（Longest Common Subsequence,LCS），顾名思义，是指在所有的子序列中最长的那一个，子序列要求都出现过并且出现顺序与母串保持一致。
例如，给定字符串 a和 b:
string a = "cnblog"
string b = "belong";
blog 都出现过，且字母顺序一致，那就一个公共子序列（在这里也是最长的公共子序列）。
状态定义：
dp[i, j] 表示 a[0,...,i] 与 b[0,...j] 的最长公共子序列的长度
那么现在的目的就是求出：dp[alen, blen]
状态转移方程：
= 0 if i=0 or j=0
dp[i,j] = dp[i-1,j-1]+1 if a[i]=b[j]
= max(dp[i-1,j], dp[i, j-1]) if a[i]!=b[j]
观察可知，每一个 dp[i,j] 都是依赖于 “左边、上边、左上角” 的三个元素之一，所以对于数组 dp ，可以从前往后填写。
DP算法一个关键的地方就是需要初始化边界。在此处，就是需要初始化 dp 数组的第 0 列，以及第 0 行。
代码如下，其中 plat 数组用于求解最大的公共子序列是什么（回溯法+DFS，具体不展开细讲，其他blog写了很多）。
int lcs(string &a, string &b)
{
string result = "";
int alen = a.length();
int blen = b.length();
vector<vector<int>> dp(alen + 1, vector<int>(blen + 1, 0));
vector<vector<char>> plat(alen + 1, vector<char>(blen + 1, 0));
for (int i = 1; i <= alen; i++)
{
for (int j = 1; j <= blen; j++)
{
if (a[i - 1] == b[j - 1]) //此处为什么是 a[i-1] 和 b[j-1] 呢？
dp[i][j] = dp[i - 1][j - 1] + 1, plat[i][j] = '\\';
else
{
if (dp[i - 1][j] >= dp[i][j - 1])
dp[i][j] = dp[i - 1][j], plat[i][j] = '|';
else
dp[i][j] = dp[i][j - 1], plat[i][j] = '-';
}
}
} print(plat, alen, blen);
return dp.back().back();
}
上面的代码中，需要特别留意和加以理解的地方就是内层循环中的 if 语句。
可以使用下图来理解，实际上当 i=0 or j=0 时，表示的是字符串为空串，即 s="" 。但是在代码当中，字符串的下标是从 0 开始计数的。在上面的状态转移方程当中，dp[1,1] 实际上需要判断两个字符串的第一个字符是否相等，即 a[0] == b[0]。
B D C A B A
0 1 2 3 4 5 6
0 0 0 0 0 0 0
A 1 0
B 2 0
C 3 0
B 4 0
D 5 0
A 6 0
B 7 0
完整代码：
#include <iostream>
#include <cassert>
#include <string>
#include "leetcode.h"
#include <vector>
using namespace std;
string a = "ABCBDAB", b = "BDCABA";
// string a = "xyxxzxyzxy", b = "zxzyyzxxyxxz";
void print(vector<vector<char>> &plat, int i, int j)
{
if (i <= 0 || j <= 0)
{
return;
}
if (plat[i][j] == '-')
{
print(plat, i, j - 1);
}
else if (plat[i][j] == '|')
{
print(plat, i - 1, j);
}
else if (plat[i][j] == '\\')
{
print(plat, i - 1, j - 1);
cout << a[i - 1];
}
else
{
}
}
int lcs(string &a, string &b)
{
string result = "";
int alen = a.length();
int blen = b.length();
vector<vector<int>> dp(alen + 1, vector<int>(blen + 1, 0));
vector<vector<char>> plat(alen + 1, vector<char>(blen + 1, 0));
for (int i = 1; i <= alen; i++)
{
for (int j = 1; j <= blen; j++)
{
if (a[i - 1] == b[j - 1])
dp[i][j] = dp[i - 1][j - 1] + 1, plat[i][j] = '\\';
else
{
if (dp[i - 1][j] >= dp[i][j - 1])
dp[i][j] = dp[i - 1][j], plat[i][j] = '|';
else
dp[i][j] = dp[i][j - 1], plat[i][j] = '-';
}
}
} print(plat, alen, blen);
return dp.back().back();
}int main()
{
cout << lcs(a, b);
}/*
= 0 if i=0 or j=0
dp[i,j] = dp[i-1,j-1]+1 if a[i]=b[j]
= max(dp[i-1,j], dp[i, j-1]) if a[i]!=b[j]
*/
最长不下降子序列
不下降子序列就是说：从一个数组当中选出若干个元素，按照下标顺序排列，该序列要求非降序排列。
例如有数组：
int a[] = {1, 2, 3, -9, 3, 9, 0, 11};
那么不下降子序列可以是：
1 2 3 3 9 11
1 2 3
...
求这些序列的最大长度。
我们令 dp[i] 表示：以 a[i] 结尾的，最长不下降子序列的长度。
那么对于 dp[i]，可以有以下状态转移方程：
dp[0] = 1
dp[i] = 1
= max(1, max(dp[j]+1)), 0<=j<=(i-1) and a[i]>=a[j]
（其实这里的状态转移方程比代码还难理解，还是看代码好 = =）
代码：
int solve(int a[], int len)
{
vector<int> dp(len, 0);
dp[0]=1;
for (int i=1;i<len;i++)
{
dp[i] = 1;
for (int j=0;j<i;j++)
{
if (a[i]>=a[j])
dp[i]=max(dp[i], dp[j]+1);
}
}
int val = -1;
for (auto x:dp)
val=max(val,x);
return val;
}
int main()
{
int a[] = {1, 2, 3, -9, 3, 9, 0, 11};
cout << solve(a, 8);
}
最大连续子序列之和
这又是一道最XX的题目。
给定 A[1,...,n] ，求 i 和 j , 1<=i<=j<=n，使得 sum(A[i,...,j]) 最大，输出这个最大和。
比如
-2 11 -4 13 -5 2
最大的、连续的子序列就是：
11 -4 13
最大和是 20 。
正常的思路是穷举每一个左端点和右端点，但是这样的复杂度是 O(n*n)，其次每次对区间求和又需要 O(n) 的复杂度，只要数据量大，这种方法是不明智的。
来看一下DP的解法。
状态定义：
dp[i]: 以 a[i] 结尾的，最大连续子序列的和。
在这种情况下，在 i 位置，要么只取 a[i]，要么取 a[i] 加上“前面”的。
转移方程：
dp[0] = a[0]
dp[i] = max(a[i], dp[i-1]+a[i])
代码如下：
int solve(int a[], int len)
{
vector<int> dp(len, 0);
dp[0] = a[0];
for (int i=1;i<len;i++)
{
dp[i]=max(a[i], dp[i-1]+a[i]);
}
int val = -1;
for (auto x:dp)
val = max(val, x);
return val;
}
int main()
{
int a[] = {-2, 11, -4, 13, -5, -2};
cout << solve(a, 6) << endl;
}
/*
常见错误：
dp[i]是[0,i]的最大连续子序列之和
dp[i+1] = max(dp[i], dp[i]+a[i])
(这么定义没法保证连续)
正解：
dp[i]表示必须以a[i]结尾的连续序列最大和，为什么“必须”？（因为要求连续）
那么：
dp[i] = max(a[i], dp[i-1]+a[i])
*/
最长回文子串
子串要求是连续的。
求出字符串S的所有子串中，最长的子串。
还是直接说怎么用DP求解。
定义状态：
dp[i,j]表示：S[i,...,j] 是否为回文串。
边界条件：
dp[i,i] = true//只有一个字符的字符串
dp[i,i+1] = (s[i]==s[i+1])
状态转移方程：
dp[i,j] = dp[i+1,j-1] && (s[i]==s[j])
细心的你可能会发现，这次的 “填表” 不能从前往后填了，因为 dp[i, j] 依赖于它的左下角的元素。这次需要从 “左上” 到 “右下” 这样斜着填表。（先算左下的，后算右上的）
图解说明一下为什么斜着填，假设 s = "abba", len = 4
dp数组初始状态：
a b b a
a 1
b 0 1
b 0 0 1
a 0 0 0 1执行s[i]==s[i+1]:
a b b a
a 1 0
b 0 1 1
b 0 0 1 0
a 0 0 0 1
==>
a b b a
a 1 0 0
b 0 1 1 0
b 0 0 1 0
a 0 0 0 1
==>
a b b a
a 1 0 0 1
b 0 1 1 0
b 0 0 1 0
a 0 0 0 1代码：
int solve(string &s)
{
int len = s.length();
if (len == 0 || len == 1)
return len;
if (len == 2)
return (s[0] == s[1]) + 1;
vector<vector<bool>> dp(len, vector<bool>(len, 0));
int maxlen = 1;
for (int i = 0; i <= len - 2; i++)
{
dp[i][i] = 1, dp[i][i + 1] = (s[i] == s[i + 1]);
if (dp[i][i + 1])
maxlen = 2;
}
dp[len - 1][len - 1] = 1;
int i = 0;
int j = 2;
int ti, tj;
do
{
ti = i, tj = j;
while (i < len && j < len)
{
dp[i][j] = dp[i + 1][j - 1] && (s[i] == s[j]);
if (dp[i][j] == true)
maxlen = max(maxlen, j - i + 1);
i++, j++;
}
i = 0, j = tj + 1;
} while (!(j == len));
return maxlen;
}
int main()
{
string s[] = {"PATZJUJZTACCBCC", "", "1", "12", "22", "232", "2332"};
for (int i = 0; i < 7; i++)
cout << solve(s[i]) << endl;
}/*
dp[i][j]表示str[i,j]是否为一个回文串，若是则1，若否则0
那么：
= 1 if i=j
dp[i,j] = (s[i]==s[j]) if i+1=j
= dp[i+1,j-1]&&s[i]==s[j] other
*/
数塔问题
给定如下的树塔 ：
level = 5
5
/ \
8 3
/ \ / \
12 7 16
/ \/ \/ \
4 10 11 6
/ \ / \ / \ / \
9 5 3 9 4
第 i 层有 i 个数字, 从第 1 层到第 n 层,每次只能向下走一个数字, 求解所有路径中, 和最大是多少?
首先，我们使用一个二维数组去存储这个树塔，那么对于某个节点 a[i,j] ，它的左右子树如下：
a[i][j]
| \
a[i+1][j] a[i+1][j+1]
定义状态:
dp[i,j] 表示从(i,j)出发，到达底层的所有路径中得到的最大和
显然，边界条件为：
dp[level-1][j] = a[level-1][j], 0<=j<level
状态转移函数：
dp[i,j] = a[i,j] + max(dp[i+1,j], dp[i+1,j+1]), 0<=i<levl-1
显然，填表的顺序是自底向上。
完整代码:
#include <iostream>
#include <algorithm>
#include <iomanip>
#include <vector>
#define MAXR 100
#define MAXC 100
using namespace std;
int a[MAXR][MAXC] = {{0}};
int solve(int level)
{
vector<vector<int>> dp(level + 1, vector<int>(level + 1, 0));
auto &v = dp.back();
for (int j = 1; j <= level; j++)
v[j] = a[level][j];
for (int i = level - 1; i >= 1; i--)
{
for (int j = 1; j <= i; j++)
{
dp[i][j] = max(dp[i + 1][j], dp[i + 1][j + 1]) + a[i][j];
}
}
for (int i = 1; i <= level; i++)
{
for (int j = 1; j <= i; j++)
{
cout << setw(3) << dp[i][j];
}
cout << endl;
}
return dp[1][1];
}
void print(int level)
{
for (int i = 1; i <= level; i++)
{
for (int j = 1; j <= i; j++)
cout << setw(4) << a[i][j];
cout << endl;
}
}
int main()
{
int level;
cin >> level;
for (int i = 1; i <= level; i++)
{
for (int j = 1; j <= i; j++)
cin >> a[i][j];
}
cout << solve(level);
}/*
a[i][j]
/ \
a[i+1][j] a[i+1][j+1]dp[i,j] 表示从(i,j)出发，到达底层的所有路径中得到的最大和
dp[1,1] = max(dp[2,1], dp[2,2])+a[1,1]
dp[i,j] = max(dp[i+1,j], dp[i+1,i+1])+a[i,j]
...
dp[r,c] = a[r,c]
*//*
Sample1:
5
5
8 3
12 7 16
4 10 11 6
9 5 3 9 4
*/
0/1背包问题
给定背包容量 C ，物品体积 volume[n]，物品价值 value[n]，每个物品只有一个。
求：在背包容量允许的情况下，装入背包物品的最大价值。
定义状态：
dp[i,j]表示: 在背包容量为j的, 供选择物品为前i项, 装入背包的最大价值。
状态转移方程：
dp[i,j] = 0 if i=0 or j=0
= dp[i-1,j] if j < volume[i]
= max(dp[i-1,j], dp[i-1,j-volume[i]] + value[i]) if j > volume[i]
完整代码：
#include <iostream>
#include <vector>
#include "leetcode.h"
using namespace std;
const int items = 4;
const int C = 9;
int volume[items + 1] = {-1, 2, 3, 4, 5};
int values[items + 1] = {-1, 3, 4, 5, 7};
vector<vector<int>> dp(items + 1, vector<int>(C + 1, 0));
int solve()
{
for (int i = 1; i <= items; i++)
{
for (int j = 1; j <= C; j++)
{
if (j < volume[i])
dp[i][j] = dp[i - 1][j];
else
{
dp[i][j] = max(dp[i - 1][j], dp[i - 1][j - volume[i]] + values[i]);
}
}
}
printvv(dp);
return dp.back().back();
}
int main()
{ cout << solve() << endl;
}
矩阵链相乘
如果两个矩阵可以相乘，那么必然满足:
M1[a,b]
M2[b,c]
此外, M1与M2相乘, 所计算的乘法次数为: a*b*c。所得到的矩阵为 M3[a,c] 。
给定矩阵:
M1 2*10
M2 10*2
M3 2*10
计算：(M1M2)M3，乘法次数为：2*2*10+2*10*2 = 80。
计算：M1(M2M3)，乘法次数为：10*10*2+2*10*10 = 400。
在这里，我们想找到一种计算顺序，使得计算：
M1 M2 M3 … Mn
的乘法次数达到最小。
首先，由于矩阵相乘必须满足：M1的列数等于M2的行数。
我们采用下面的数据结构去存储 n 个矩阵的行数与列数。
int nums[N+1]
nums[i] 表示 Mi 的行数,
nums[i+1] 表示 Mi 的列数.
nums[n] 表示 M(n-1) 的列数
然后，定义问题的状态：
dp[i,j] 表示 Mi ... Mj 的最小乘法次数
边界条件：
dp[i,i] = 0
下面推导状态转移方程，考虑整数 k (i<k<=j)，将 M[i,j] 的乘法拆分为三步:
- 计算
A = M[i,k-1]，A的行列分别为：nums[i], nums[k] - 计算
B = M[k,j]，B的行列分别为：nums[k], nums[j+1] - 计算
A*B
由此可知，M[i,j]的乘法次数为：
[i,k-1] + [k,j] + nums[i] * nums[j+1] * nums[k]
因此 ，状态转移方程为：
dp[i,j] = min(dp[i,k] + dp[k,j] + nums[i] * nums[j+1] * nums[k]),i<k<=j
看到这里，可能有点头大，不知道怎么去填 dp 表。其实是按“斜线”的顺序填入，与 最长回文子串 类似。
下面来简单看一下过程，假设有五个矩阵（ M0 M1 M2 M3 M4 ）相乘，其行列存储如下：
int nums[N + 1] = {5, 10, 4, 6, 10, 2};
边界条件初始化：
M 0 1 2 3 4
0 0
1 * 0
2 * * 0
3 * * * 0
4 * * * * 0
==>
M 0 1 2 3 4
0 0 200 320 ？
1 * # ### 640
2 * * # 240 ###
3 * * * 0 ###
4 * * * * #
以上述 dp[0,3] 为例，说明递推过程：
dp[0,3] = min
(
dp[0,0] + dp[1,3] + ...
dp[0,1] + dp[2,3] + ...
dp[0,2] + dp[3,3] + ...
)
其中，... 代表三个 nums[i] 相乘的常数项，可自行对照递推式代入。在这里，需要特别注意 dp[i,j]的依赖项（实际上是“同行”与“同列” 的所有元素）。
完整代码：
#include "leetcode.h"
#include <cmath>
#define N 5
#define MAXINT 9999
int nums[N + 1] = {5, 10, 4, 6, 10, 2};
vector<vector<int>> dp(N, vector<int>(N, MAXINT));
int solve()
{
for (int i = 0; i < N; i++)
dp[i][i] = 0;
for (int d = 1; d < N; d++)
{
for (int i = 0; i < (N - d); i++)
{
int j = i + d;
for (int k = i + 1; k <= j; k++)
{
dp[i][j] = min(dp[i][j], dp[i][k - 1] + dp[k][j] + nums[i] * nums[k] * nums[j + 1]);
}
}
}
for (auto &v : dp)
{
for (auto x : v)
{
cout << setw(4);
if (x == MAXINT)
cout << '*';
else
{
cout << x;
}
}
cout << endl;
}
return dp[0][N - 1];
}
int main()
{
cout << solve() << endl;
}/*
M0...M(n-1): nums[i] 表示 Mi 的行数,
nums[i+1] 表示 Mi 的列数.
nums[n] 表示 M(n-1) 的列数
*/
/*
dp[i,j] 表示 Mi ... Mj 的最小乘法次数
边界: dp[i,i] = 0;
递推: dp[i,j] = min(dp[i,k-1]+dp[k,j] + a[i]*a[k]*a[j+1]), i<k<=j
==>
dp[0,n-1] = min(dp[0, k-1] + dp[k,n-1] + a[0]*a[k]*a[n]), 0<k<=n-1
*/
总结
没总结，有空再补充。
