动态规划如何去找动态转移方程

动态规划如何去找动态转移方程

1、最长公共子串假设两个字符串为str1和str2，它们的长度分别为n和m。d[i][j]表示str1中前i个字符与str2中前j个字符分别组成的两个前缀字符串的最长公共长度。这样就把长度为n的str1和长度为m的str2划分成长度为i和长度为j的子问题进行求解。状态转移方程如下：dp[0][j] = 0; (0<=j<=m)dp[i][0] = 0; (0<=i<=n)dp[i][j] = dp[i-1][j-1] +1; (str1[i] == str2[j])dp[i][j] = 0; (str1[i] != str2[j])因为最长公共子串要求必须在原串中是连续的，所以一但某处出现不匹配的情况，此处的值就重置为0。详细代码请看最长公共子串。2、最长公共子序列区分一下，最长公共子序列不同于最长公共子串，序列是保持子序列字符串的下标在str1和str2中的下标顺序是递增的，该字符串在原串中并不一定是连续的。同样的我们可以假设dp[i][j]表示为字符串str1的前i个字符和字符串str2的前j个字符的最长公共子序列的长度。状态转移方程如下：dp[0][j] = 0; (0<=j<=m)dp[i][0] = 0; (0<=i<=n)dp[i][j] = dp[i-1][j-1] +1; (str1[i-1] == str2[j-1])dp[i][j] = max{dp[i][j-1],dp[i-1][j]}; (str1[i-1] != str2[j-1]) 详细代码请看最长公共子序列。3、最长递增子序列（最长递减子序列）因为两者的思路都是一样的，所以只给出最长递减子序列的状态转移方程。假设有序列{a1,a2,...,an}，我们求其最长递增子序列长度。按照递推求解的思想，我们用F[i]代表若递增子序列以ai结束时它的最长长度。当 i 较小，我们容易直接得出其值，如 F[1] = 1。那么，如何由已经求得的 F[i]值推得后面的值呢？假设，F[1]到F[x-1]的值都已经确定，注意到，以ax 结尾的递增子序列，除了长度为1的情况，其它情况中，ax都是紧跟在一个由 ai(i < x)组成递增子序列之后。要求以ax结尾的最长递增子序列长度，我们依次比较 ax 与其之前所有的 ai(i < x)， 若ai小于 ax，则说明ax可以跟在以ai结尾的递增子序列之后，形成一个新的递 增子序列。又因为以ai结尾的递增子序列最长长度已经求得，那么在这种情况下，由以 ai 结尾的最长递增子序列再加上 ax 得到的新的序列，其长度也可以确定，取所有这些长度的最大值，我们即能得到 F[x]的值。特殊的，当没有ai(i < x)小 于ax， 那么以 ax 结尾的递增子序列最长长度为1。 即F[x] = max{1,F[i]+1|ai<ax && i<x}。详细代码请看最长递增子序列。 4、最大子序列和的问题假设有序列{a1,a2,...,an}，求子序列的和最大问题，我们用dp[i]表示以ai结尾的子序列的最大和。dp[1] = a1; (a1>=0 && i == 1)dp[i] = dp[i-1]+ai; (ai>=0 && i>=2)dp[i] = 0; (dp[i-1] + ai <=0 && i>=2)详细代码请看最大子序列的和。 5、数塔问题（动态搜索）给定一个数组data[n][m]构成一个数塔求从最上面走到最低端经过的路径和最大。可以假设dp[i][j]表示走到第i行第j列位置处的最大值，那么可以推出状态转移方程：dp[i][j] = max{dp[i-1][j-1],dp[i-1][j]} + data[i][j]; View Code6、（01）背包问题这是一个经典的动态规划问题，另外在贪心算法里也有背包问题，至于二者的区别在此就不做介绍了。假设有N件物品和一个容量为V的背包。第i件物品的体积是v[i]，价值是c[i]，将哪些物品装入背包可使价值总和最大？每一种物品都有两种可能即放入背包或者不放入背包。可以用dp[i][j]表示第i件物品放入容量为j的背包所得的最大价值，则状态转移方程可以推出如下：dp[i][j]=max{dp[i-1][j-v[i]]+c[i],dp[i-1][j]}; View Code可以参照动态规划 - 0-1背包问题的算法优化、动态规划-完全背包问题、动态规划-多重背包问题7、矩阵连乘（矩阵链问题）-参考《算法导论》例如矩阵链<A1,A2,A3>,它们的维数分别为10*100,100*5,5*50，那么如果顺序相乘即((A1A2)A3)，共需10*100*5 + 10*5*50 = 7500次乘法，如果按照(A1(A2A3))顺序相乘，却需做100*5*50 + 10*100*50 = 75000次乘法。两者之间相差了10倍，所以说矩阵链的相乘顺序也决定了计算量的大小。我们用利用动态规划的方式(dp[i][j]表示第i个矩阵至第j个矩阵这段的最优解,还有对于两个矩阵A(i,j)*B(j,k)则需要i*j*k次乘法)，推出状态转移方程：dp[i][j] = 0; (i ==j，表示只有一个矩阵，计算次数为0)dp[i][j] = min{dp[i][k] + dp[k+1][j] + p[i-1]*p[k]*p[j]}; (i<j && i<=k<j) dp[1][n]即为最终求解. View Code

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