区间dp模型（石子归并，括号匹配，整数划分）
区间dp顾名思义就是在一个区间上进行的一系列动态规划。对一些经典的区间dp总结在这里。
1) 石子归并问题
题目链接：http://acm.nyist.edu.cn/JudgeOnline/problem.php?pid=737
描述：有N堆石子排成一排，每堆石子有一定的数量。现要将N堆石子并成为一堆。合并的过程只能每次将相邻的两堆石子堆成一堆，每次合并花费的代价为这两堆石子的和，经过N-1次合并后成为一堆。求出总的代价最小值。
分析：要求n个石子归并，我们根据dp的思想划分成子问题，先求出每两个合并的最小代价，然后每三个的最小代价，依次知道n个。
定义状态dp [ i ] [ j ]为从第i个石子到第j个石子的合并最小代价。
那么dp [ i ] [ j ] = min(dp [ i ] [ k ] + dp [ k+1 ] [ j ])
那么我们就可以从小到大依次枚举让石子合并，直到所有的石子都合并。
这个问题可以用到平行四边形优化，用一个s【i】【j】=k 表示区间 i—-j 从k点分开才是最优的，这样的话我们就可以优化掉一层复杂度，变为O（n^2）.
代码：
#include <cstdio>#include <cstring>#include <algorithm>#define N 210int dp[N][N],sum[N];int main(){int n;while(~scanf("%d",&n)){int a[N];sum[0]=0;for(int i=1;i<=n;i++){scanf("%d",&a[i]);sum[i]=sum[i-1]+a[i];}memset(dp,0,sizeof(dp));int i,j,l,k;for(l = 2; l <= n; ++l){for(i = 1; i <= n - l + 1; ++i){j = i + l - 1;dp[i][j] = 2100000000;for(k = i; k < j; ++k){dp[i][j] = std::min(dp[i][j],dp[i][k] + dp[k + 1][j] + sum[j] - sum[i-1]);}}}printf("%d\n", dp[1][n]);}return 0;}
平行四边形优化代码：
#include <cstdio>#include <cstring>#include <algorithm>#define N 210int dp[N][N],sum[N],s[N][N];int main(){int n;while(~scanf("%d",&n)){int a[N];sum[0]=0;memset(s,0,sizeof(s));for(int i=1;i<=n;i++){scanf("%d",&a[i]);s[i][i]=i;sum[i]=sum[i-1]+a[i];}memset(dp,0,sizeof(dp));int i,j,l,k;for(l = 2; l <= n; ++l){for(i = 1; i <= n - l + 1; ++i){j = i + l - 1;dp[i][j] = 2100000000;for(k = s[i][j-1]; k <= s[i+1][j]; ++k){if(dp[i][j]>dp[i][k] + dp[k + 1][j] + sum[j] - sum[i-1]){dp[i][j]=dp[i][k] + dp[k + 1][j] + sum[j] - sum[i-1];s[i][j]=k;}}}}printf("%d\n", dp[1][n]);}return 0;}
2)括号匹配
题目链接：
poj2955,http://poj.org/problem?id=2955
nyoj 15 http://acm.nyist.edu.cn/JudgeOnline/problem.php?pid=15
描述：给出一串的只有‘（’ ‘）’ ‘[‘ ‘]‘四种括号组成的串，让你求解需要最少添加括号数让串中的所有括号完全匹配。
分析：我们求出这个串的最大匹配，然后串的总长度-最大匹配就是答案。
方法1:首先能想到的是转化成LCS（最长公共子序列），枚举中间点，求所有的LCS中的最大值 * 2就是最大匹配。但是复杂度较高，光LCS一次就O(n^2)的复杂度。
方法2：
首先考虑怎么样定义dp让它满足具有通过子结构来求解、
定义dp [ i ] [ j ] 为串中第 i 个到第 j 个括号的最大匹配数目
那么我们假如知道了 i 到 j 区间的最大匹配，那么i+1到 j+1区间的是不是就可以很简单的得到。
那么 假如第 i 个和第 j 个是一对匹配的括号那么dp [ i ] [ j ] = dp [ i+1 ] [ j-1 ] + 2 ;
那么我们只需要从小到大枚举所有 i 和 j 中间的括号数目，然后满足匹配就用上面式子dp，然后每次更新dp [ i ] [ j ]为最大值即可。
更新最大值的方法是枚举 i 和 j 的中间值，然后让 dp[ i ] [ j ] = max ( dp [ i ] [ j ] , dp [ i ] [ f ] + dp [ f+1 ] [ j ] ) ;
如果要求打印路径，即输出匹配后的括号。见http://blog.csdn.net/y990041769/article/details/24238547详细讲解
代码：
#include <iostream>#include <cstring>#include <algorithm>#include <string>using namespace std;const int N = 120;int dp[N][N];int main(){string s;while(cin>>s){if(s=="end")break;memset(dp,0,sizeof(dp));for(int i=1;i<s.size();i++){for(int j=0,k=i;k<s.size();j++,k++){if(s[j]=='('&&s[k]==')' || s[j]=='['&&s[k]==']')dp[j][k]=dp[j+1][k-1]+2;for(int f=j;f<k;f++)dp[j][k]=max(dp[j][k],dp[j][f]+dp[f+1][k]);}}cout<<dp[0][s.size()-1]<<endl;}return 0;}
3）整数划分问题
题目链接：nyoj746 http://acm.nyist.net/JudgeOnline/problem.php?pid=746
题目描述：给出两个整数 n , m ,要求在 n 中加入m - 1 个乘号，将n分成m段，求出这m段的最大乘积
分析：根据区间dp的思想，我们定义dp [ i ] [ j ]为从开始到 i 中加入 j 个乘号得到的最大值。
那么我们可以依次计算加入1——m-1个乘号的结果
而每次放入x个乘号的最大值只需枚举第x个乘号的放的位置即可
dp [ i ] [ j ] = MAX (dp [ i ] [ j ] , dp [ k ] [ j-1 ] * a [ k+1 ] [ i ] ) ;
代码：
#include <cstdio>#include <cstring>#define MAX(a,b) a>b?a:blong long a[20][20];long long dp[25][25];int main(){int T,m;scanf("%d",&T);getchar();while(T--){char s[22];scanf("%s",s+1);scanf("%d",&m);int l=strlen(s),ok=1;memset(a,0,sizeof(a));for(int i=1;i<l;i++){if(s[i]=='0')ok=0;for(int j=i;j<l;j++){a[i][j]=a[i][j-1]*10+(s[j]-'0');}}if(ok==0&&l-1==m||l-1<m){printf("0\n");continue;}long long x,ans;memset(dp,0,sizeof(dp));for(int i=0;i<l;i++)dp[i][1]=a[1][i];ans=0;if(m==1)ans=dp[l-1][1];for(int j=2;j<=m;j++){for(int i=j;i<l;i++){ans=a[i][i];for(int k=1;k<i;k++){dp[i][j]=MAX(dp[i][j],dp[k][j-1]*a[k+1][i]);}}}printf("%lld\n",dp[l-1][m]);}return 0;}
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