用动态分析解决0-1背包问题

有n个物品，每个物品的重量为w[i]，价值为v[i]，购物车容量为W。选若干个物品放入购物车，在不超过容量的前提下使获得的价值最大。

问题分析

（1）分析最优解的结构特征
（2）建立具有最优值的递归式
可以对每个物品依次检查是否放入或者不放入，对于第i个物品的处理状态：用c[i][j]表示前i件物品放入一个容量为j的购物车可以获得的最大价值。

• 不放入第i件物品，x_i=0，装入购物车的价值不增加。那么问题就转化为“前i-1件物品放入容量为j的背包中”，最大价值为c[i-1][j]。
• 放入第i件物品，x_i=1，装入购物车的价值增加v_i。

那么问题就转化为了“前i-1件物品放入容量为j-w[i]的购物车中”，此时能获得的最大价值就是c[i-1][j-w[i]]，再加上放入第i件物品获得的价值v[i]。即c[i-1][j-w[i]]+v[i]。
购物车容量不足，肯定不能放入；购物车容量组，我们要看放入、不放入哪种情况获得的价值更大。
所以，递归函数可以写为：
c[i][j]=c[i-1][j]（当j<w_i）；
c[i][j]=max{c[i-1][j-w[i]]+v[i],c[i-1][j]}（当j>w_i）

算法设计

（1）确定合适的数据结构
采用一维数组w[i]、v[i]分别记录第i个物品的重量和价值；二维数组用c[i][j]表示前i个物品放入一个容量为j的购物车可以获得的最大价值。
（2）初始化
初始化c[][]数组0行0列为0，其中i=01,2,...,n，j=0,1,2,...,W。
（3）循环阶段

• 按照递归式计算第1个物品的处理情况，得到c[1][j]，j=1,2,...,W；
• 按照递归式计算第2个物品的处理情况，得到c[2][j]，j=1,2,...,W；
• 以此类推，按照递归式计算第n个物品的处理情况，得到c[n][j]，j=1,2,...,W。

（4）构造最优解
c[n][W]就是不超过购物车容量能放入物品的最大价值。如果还想知道具体放入了哪些物品，就需要根据c[][]数组逆向构造最优解，我们可以用一维数组x[i]来存储解向量。

• 首先i=n，j=W，如果c[i][j]>c[i-1][j]，则说明第n个物品放入了购物车，令x[n]=1，j-=w[n]；如果c[i][j]≤c[i-1][j]，则说明第n个物品没有放入购物车，令x[n]=0.
• i--，继续查找答案。
• 直到i=1处理完毕。

图解

假设现在有5个物品，每个物品重量为（2,5,4,2,3），价值为（6,3,5,4,6），购物车容量为10。
c[][]如下表：

c[][]	0	1	2	3	4	5	6	7	8	9	10
0	0	0	0	0	0	0	0	0	0	0	0
1	0	0	6	6	6	6	6	6	6	6	6
2	0	0	6	6	6	6	6	9	9	9	9
3	0	0	6	6	6	6	11	11	11	11	11
4	0	0	6	6	10	10	11	11	15	15	15
5	0	0	6	6	10	12	12	16	16	17	17

所以最大价值为c[n][W]=17。
首先读取c[5][10]>c[4][10]，说明第5个物品装入了购物车，即x[5]=1，然后j=10-w[5]=10-3=7
然后去c[4][7]；
c[4][7]=c[3][7]，说明第4个物品没有装入购物车，即x[4]=0；
然后去找c[3][7]，依次类推。

代码实现

算法分析及改进

1.算法复杂度分析
（1）时间复杂度：O(nW)
（2）空间复杂度O(nW)
2.算法优化改进
使用一个数组dp[]保证第i次循环结束后dp[j]中表示的就是我们定义的c[i][j]。
所以代码如下：

我们可以缩小范围，因为只有当购物车的容量大于等于物品重量的时候才要更新，所以代码如下：

我们还可以再缩小范围，确定搜索的下界bound

快速定位—最优二叉搜索树（OBST）

问题分析

递归表达式：
c[i][j]=0（j=i-1）；
c[i][j]=min{c[i][k-1]+c[k+1][j]}+w[i][j]（j≥i）
w[i][j]=q_i-1（j=i-1）；
w[i][j]=w[i][j-1]+p_j+q_j

算法设计

（1）确定合适的数据结构
一维数组：p[]、q[]分别表示实结点和虚结点的搜索概率
二维数组：c[i][j]表示最优二叉搜索树T(i,j)的搜索成本，w[i][j]表示最优二叉搜索树T(i,j)中的所有实结点和虚结点的搜索概率之和，s[i][j]表示最优二叉搜索树T(i,j)的根节点序号。
（2）初始化。c[i][i-1]=0.0，w[i][i-1]=q[i-1]，其中i=1,2,3,...,n+1。
（3）循环阶段。

• 按照递归式计算元素规模是1的{s_i}（j=i）的最优二叉搜索树的搜索成本c[i][j]，并记录最优策略，即树根s[i][j]，i=1,2,3,..,n。
• 按照递归式计算元素规模是2的{s_i,s_i+1}（j=i）的最优二叉搜索树的搜索成本c[i][j]，并记录最优策略，即树根s[i][j]，i=1,2,3,..,n-1。
• 以此类推，直到求出所有元素{s₁,s₂,...,s_n}的最优二叉搜索树的搜索成本c[1][n]和最优策略s[1][n]。

（4）构造最优解。

• 首先读取s[1][n]，令k=s[1][n]，输出s_k为最优二叉搜索树的根。
• 判断如果k-1<1，表示虚结点e_k-1是s_k的左子树；否则，递归求解左子树Construct_Optimal_BST(1,k-1,1)。
• 判断如果k≥n，表示虚结点e_k是s_k的右孩子。；否则，输出s[k+1][n]是s_k的右孩子，递归求解右子树Construct_Optimal_BST(k+1,n,1)。

w[][]	0	1	2	3	4	5	6
1	0.06	0.18	0.37	0.52	0.59	0.76	1.00
2		0.08	0.27	0.42	0.49	0.66	0.90
3			0.10	0.25	0.32	0.49	0.73
4				0.07	0.14	0.31	0.55
5					0.05	0.22	0.46
6						0.05	0.29
7							0.10

c[][]	0	1	2	3	4	5	6
1	0	0.18	0.55	0.95	1.23	1.76	2.52
2		0	0.27	0.67	0.90	1.38	2.09
3			0	0.25	0.46	0.94	1.48
4				0	0.14	0.45	0.98
5					0	0.22	0.68
6						0	0.29
7							0

s[][]	0	1	2	3	4	5	6
1		1	2	2	2	3	5
2			2	2	3	3	5
3				3	3	3	5
4					4	5	5
5						5	6
6							6
7

代码实现

复杂度分析及改进

时间复杂度为O(n³)，空间复杂度为O(n²)。
又可以用四边形不等式优化（后续研究一下）
时间复杂度减少到O(n²)。

动态规划算法总结

动态规划关键总结如下：

1. 最优子结构判定
   • 做出一个选择。
   • 假定已经知道了哪种选择是最优的。
   • 最优的会产生哪些子问题。
   • 证明原问题的最优解包含其子问题的最优解。
2. 如何得到最优解递归式
   • 分析原问题最优解和子问题最优解的关系。
   • 考察有多少种选择。
   • 得到最优解递归式。