【十三】【动态规划】1745. 分割回文串 IV、132. 分割回文串 II、516. 最长回文子序列,三道题目深度解析

2024-01-02 14:32:24

动态规划

动态规划就像是解决问题的一种策略,它可以帮助我们更高效地找到问题的解决方案。这个策略的核心思想就是将问题分解为一系列的小问题,并将每个小问题的解保存起来。这样,当我们需要解决原始问题的时候,我们就可以直接利用已经计算好的小问题的解,而不需要重复计算。

动态规划与数学归纳法思想上十分相似。

数学归纳法:

  1. 基础步骤(base case):首先证明命题在最小的基础情况下成立。通常这是一个较简单的情况,可以直接验证命题是否成立。

  2. 归纳步骤(inductive step):假设命题在某个情况下成立,然后证明在下一个情况下也成立。这个证明可以通过推理推断出结论或使用一些已知的规律来得到。

通过反复迭代归纳步骤,我们可以推导出命题在所有情况下成立的结论。

动态规划:

  1. 状态表示:

  2. 状态转移方程:

  3. 初始化:

  4. 填表顺序:

  5. 返回值:

数学归纳法的基础步骤相当于动态规划中初始化步骤。

数学归纳法的归纳步骤相当于动态规划中推导状态转移方程。

动态规划的思想和数学归纳法思想类似。

在动态规划中,首先得到状态在最小的基础情况下的值,然后通过状态转移方程,得到下一个状态的值,反复迭代,最终得到我们期望的状态下的值。

接下来我们通过三道例题,深入理解动态规划思想,以及实现动态规划的具体步骤。

1745. 分割回文串 IV - 力扣(LeetCode)

题目解析

状态表示

状态表示通常由经验+题目要求得到,

经验一般指以某个位置为结尾,或者以某个位置为开始。

我们需要判断(i,j)子数组是否属于回文子数组,可以定义dp[i][j]表示(i,j)子数组是否属于回文子数组。

状态转移方程

我们希望(i,j)位置的状态能够通过其他位置的状态推导出来。

针对于(i,j)位置的状态进行分析。

  1. 如果nums[i]==nums[j],

    1. 如果(i,j)子数组只有一个元素,即i==j, 只有一个元素属于回文子数组情况,故dp[i][j]=true。

    2. 如果(i,j)子数组只有两个元素,即i+1==j, 此时符合回文子数组的定义,故dp[i][j]=true。

    3. 如果(i,j)子数组有3个或3个以上的元素,即i+1<j, 此时,如果(i+1,j-1)子数组可以构成回文子数组,那么(i,j)子数组就可以构成回文子数组。 故,dp[i][j]=dp[i+1][j-1]。

  2. 如果nums[i]!=nums[j], 此时不可能构成回文子数组,所以dp[i][j]=false。

对上述情况进行合并和简化,

如果我们对所有位置状态初始化为false,我们就只需要判断nums[i]==nums[j]的情况,

此时的状态转移方程为,

 
       if(s[i]==s[j]){
               dp[i][j] = i + 1 < j ? dp[i + 1][j - 1] : true;
       }

初始化

根据状态转移方程,我们知道推导(i,j)位置的状态时,可能需要用到dp[i+1][j-1]位置的状态, 如果i+1<j,此时需要保证(i+1,j-1)对应下标不会越界,并且此时(i+1,j-1)位置状态已经填写完毕。

先考虑填表顺序,我们知道i介于(0,n-1)之间,j介于(i,n-1)之间,所以i+1介于(1,n)之间且i+1<j,所以i+1介于(1,n-1)之间,i+1不会越界。

又j介于(i,n-1)之间,j-1介于(i-1,n-2)之间,又j-1>i,所以j-1也不会越界。

要保证此时(i+1,j-1)位置状态已经填写完毕,只需要控制填报顺序即可。

所以我们需要初始化所有位置状态为false即可,也就是在状态转移方程中分析的初始化。

填表顺序

根据状态转移方程,我们知道推导(i,j)位置的状态时,可能需要用到dp[i+1][j-1]位置的状态, 所以在填写(i,j)位置状态时,需要保证(i+1,j-1)位置状态已经填写完毕。

  1. 如果固定i填写j, 那么i的变化一定要从大到小,此时当我们填写(i,j)位置的状态时,(i+1,)位置的状态已经填写完毕,所以j的变化可以从大到小也可以从小到大。

  2. 如果固定j填写i, 那么j的变化一定要从小到大,此时当我们填写(i,j)位置的状态时,(,j-1)位置的状态已经填写完毕,所以i'的变化可以从大到小也可以从小到大。

如果我们选择固定i填写j,得到

 
    for(int i=n-1;i>=0;i--){
            for(int j=i;j<=n-1;j++){
            
            }
    }

返回值

dp[i][j]表示(i,j)子数组是否属于回文子数组。

dp状态的填写只完成了第二步的工作,即快速判断(i,j)子数组是否为回文子数组。

还有一步,就是使(a,b)遍历所有情况。

如果有一种情况三部分都是回文子数组,就返回true,否则就返回false。

代码实现

 
class Solution {
public:
    bool checkPartitioning(string s) {

        int n = s.size();
        vector<vector<bool>> dp(n, vector<bool>(n));
        for (int i = n - 1; i >= 0; i--)
            for (int j = i; j < n; j++)
                if (s[i] == s[j])
                    dp[i][j] = i + 1 < j ? dp[i + 1][j - 1] : true;

        for (int i = 1; i < n - 1; i++)
            for (int j = i; j < n - 1; j++)
                if (dp[0][i - 1] && dp[i][j] && dp[j + 1][n - 1])
                    return true;
        return false;
    }
};

132. 分割回文串 II - 力扣(LeetCode)

题目解析

状态表示

状态表示通常由经验+题目要求得到,

经验一般指以某个位置为结尾,或者以某个位置为开始。

我们很容易可以定义这样一个状态表示,定义dp[i]表示在(0,i)区间上的字符串,最少的分割次数。

状态转移方程

我们针对于最后一个位置的状态进行分析,看看i位置状态能不能由其他位置的状态推导得出,定义0<=j<=i,那我们可以根据(j,i)位置上的子串是否是回文串分成下面两种情况,

  1. 如果(j,i)可以构成回文串, i位置的状态就等于j-1位置上的状态+1,即dp[i]=dp[j-1]+1。

  2. 如果(j,i)不能构成回文串, 此时j的位置不需要考虑。

因为dp[i]要的是最小的分割次数,所以j需要遍历(0~i-1)。

因为我们需要快速判断(j,i)位置是否属于回文字符串,所以我们可以先创建一个dp表,dp[i][j]表示(i,j)字符串是否构成回文字符串。用来存储是否可以构成回文字符串的信息。

根据上述分析,我们知道要推导i位置的状态,可能需要用到j-1位置的状态。

所以i的变化应该是从小到大,即(0~n-1)。

令j-1>=0得j>=1,只有j>=1的时候才不会越界。所以我们需要控制j介于(1,i)之间。

独立判断(0,i)这种情况。

所以状态转移方程为,

 
        for (int i = 0; i < n; i++) {
            if (isPal[0][i])
                dp[i] = 0;
            else {
                for (int j = 1; j <= i; j++)
                    if (isPal[j][i])
                        dp[i] = min(dp[i], dp[j - 1] + 1);
            }
        }

初始化

带入最初始的推导,即i=0,发现dp[i] 可以正常推导,而后续的状态都可以根据前面已经推导的状态进行推导得出,所以不需要进行初始化。

填表顺序

从左往右

返回值

dp[i]表示在(0,i)区间上的字符串,最少的分割次数。

题目要求我们找到(0,n-1)区间上的字符串,最少的分割次数,

所以返回dp[n-1]即可。

代码实现

 
class Solution {
public:
    int minCut(string s) {
        int n = s.size();
        vector<vector<bool>> isPal(n, vector<bool>(n));
        for (int i = n - 1; i >= 0; i--)
            for (int j = i; j < n; j++)
                isPal[i][j] = s[i] == s[j] ? (i + 1 < j ? isPal[i + 1][j - 1] : true): false;
        vector<int> dp(n, INT_MAX);
        for (int i = 0; i < n; i++) {
            if (isPal[0][i])
                dp[i] = 0;
            else {
                for (int j = 1; j <= i; j++)
                    if (isPal[j][i])
                        dp[i] = min(dp[i], dp[j - 1] + 1);
            }
        }
        return dp[n - 1];
    }
};

516. 最长回文子序列 - 力扣(LeetCode)

题目解析

状态表示

状态表示一般通过经验+题目要求得到,

经验一般指以某个位置为结尾,或者以某个位置为开始。

题目要求我们找回文子序列,根据以前的经验,和回文有关的问题,我们的状态表示研究的对象一

般都是选取原字符串中的一段区域[i,j]内部的情况来研究。

所以我们可以定义dp[i][j]表示s字符串[i,j]区间内所有子序列中,最长的回文序列长度。

状态转移方程

我们针对于最后一个位置的状态进行分析,看看i位置状态能不能由其他位置的状态推导得出。

如果紫色的字符串可以构成回文串,那么我们在紫色字符串两端添加相同的蓝色元素,整个字符串同样可以构成回文串。

根据这种思维,我们可以根据i,j两个位置的元素是否相等进行分析。

  1. 如果s[i]==s[j], 那么[i,j]区间上的最长回文子序列,应该是 [i+1,j-1] 区间上的最长回文子序列首尾加上s[i],s[j]两个元素,此时dp[i][j]=dp[i+1][j-1]+2。

  2. 如果s[i]!=s[j], 说明[i,j]区间上的回文子序列不可能同时取到i,j两个位置上的元素。

    1. 如果i位置元素不取, 此时[i,j]区间上的最长回文子序列的长度,应该是[i+1,j]区间上的最长回文子序列的长度。即dp[i][j]=dp[i+1][j]。

    2. 如果j位置元素不取, 此时[i,j]区间上的最长回文子序列的长度,应该是[i,j-1]区间上的最长回文子序列的长度。即dp[i][j]=dp[i][j-1]。

第二种情况下,dp中存储的是最长的回文子序列的长度,所以dp[i][j]=max(dp[i+1][j],dp[i][j-1])。

综上所述,状态转移方程为,

s[i] == s[j] 时: dp[i][j] = dp[i + 1][j - 1] + 2 s[i] != s[j] 时: dp[i][j] = max(dp[i][j - 1],dp[i + 1][j])

初始化

根据状态转移方程,我们知道想要推导(i,j)位置的状态,可能需要用到(i+1,j-1),(i,j-1),(i+1,j)位置上的状态。

我们先判断填表顺序,

  1. 如果固定i改变j, 那么i的变化一定从大到小,因为可能用到(i,j-1)位置的状态,所以j的变化需要从小到大。

  2. 如果固定j改变i, 那么j的变化一定从小到大,因为可能用到(i+1,j)位置的状态,所以i的变化需要从大到小。

所以我们可以得到完整的状态转移方程,

 
        for (int i = n - 1; i >= 0; i--)
        {
            dp[i][i] = 1;                   
            for (int j = i + 1; j < n; j++)
            {
              
                if (s[i] == s[j])
                    dp[i][j] = dp[i + 1][j - 1] + 2;
                else
                    dp[i][j] = max(dp[i + 1][j], dp[i][j - 1]);
            }
        }

我们把最初迭代情况带入迭代代码中,即i=n-1,j=n,此时得到dp[n-1][n-1]=1。

而后续的状态都可以根据前面的状态推导得出,所以我们不需要进行初始化。

填表顺序

  1. 如果固定i改变j, 那么i的变化一定从大到小,因为可能用到(i,j-1)位置的状态,所以j的变化需要从小到大。

  2. 如果固定j改变i, 那么j的变化一定从小到大,因为可能用到(i+1,j)位置的状态,所以i的变化需要从大到小。

返回值

dp[i][j]表示s字符串[i,j]区间内所有子序列中,最长的回文序列长度。

根据题目要求,我们需要得到[0,n-1]区间内所有子序列中,最长的回文子序列长度。

所以返回dp[0][n-1]。

代码实现

 
class Solution {
public:
    int longestPalindromeSubseq(string s) {
        int n = s.size();
        vector<vector<int>> dp(n, vector<int>(n)); 

        for (int i = n - 1; i >= 0; i--)
        {
            dp[i][i] = 1;                   
            for (int j = i + 1; j < n; j++)
            {
              
                if (s[i] == s[j])
                    dp[i][j] = dp[i + 1][j - 1] + 2;
                else
                    dp[i][j] = max(dp[i + 1][j], dp[i][j - 1]);
            }
        }
    
        return dp[0][n - 1];
    }
};

结尾

今天我们学习了动态规划的思想,动态规划思想和数学归纳法思想有一些类似,动态规划在模拟数学归纳法的过程,已知一个最简单的基础解,通过得到前项与后项的推导关系,由这个最简单的基础解,我们可以一步一步推导出我们希望得到的那个解,把我们得到的解依次存放在dp数组中,dp数组中对应的状态,就像是数列里面的每一项。最后感谢您阅读我的文章,对于动态规划系列,我会一直更新,如果您觉得内容有帮助,可以点赞加关注,以快速阅读最新文章。

最后,感谢您阅读我的文章,希望这些内容能够对您有所启发和帮助。如果您有任何问题或想要分享您的观点,请随时在评论区留言。

同时,不要忘记订阅我的博客以获取更多有趣的内容。在未来的文章中,我将继续探讨这个话题的不同方面,为您呈现更多深度和见解。

谢谢您的支持,期待与您在下一篇文章中再次相遇!

文章来源:https://blog.csdn.net/m0_74163972/article/details/135338679
本文来自互联网用户投稿,该文观点仅代表作者本人,不代表本站立场。本站仅提供信息存储空间服务,不拥有所有权,不承担相关法律责任。