[DP浅析]线性DP初步 - 1 - LCIS

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#1.0 LIS...LCS...LCIS!

看这个标题总有种“Los！Los！Los！”的错觉...

  • 最长上升子序列（Longest Increasing Subsequence ,LIS）问题

  • 最长公共子序列（Longest Common Subsequence,LCS）问题

以上两个问题是解决 LCIS（最长公共上升子序列，Longest Common Increasing Subsequence） 问题的前置问题，建议先把以上两问题搞懂，再学习 LCIS。

下面只简单回顾上面两个问题，不展开讨论。

#1.1 LIS 最长上升子序列

概述：有一个序列 \(\{a_i\}\)，求序列中数值单调递增的子序列最长长度。

设计状态： \(f_i\) 表示以 \(a_i\) 为结尾的LIS的长度

转移方程：

\[\begin{aligned} f_i = \max_{0\leq j < i,a_j<a_i}\{f_j+1\} \end{aligned} \]

伪代码：

\[\begin{aligned} &f_0 \leftarrow 0\\ &for\ i \leftarrow 1\ to\ n:\\ &\quad\quad do\ for\ j \leftarrow 0\ to\ i-1:\\ &\quad\quad\quad\quad do\ if\ a_j < a_i:\\ &\quad\quad\quad\quad\quad\quad then\ f_i \leftarrow \max\{f_i,f_j+1\} \end{aligned} \]

当然以上 \(O(n^2)\) 算法是可以通过二分查找或线段树优化到 \(O(n\log n)\) 的，不过这里不多赘述，了解啥意思就行

#1.2 LCS 最长公共子序列

概述：有两个序列 \(\{a_i\},\{b_j\}\)，求既是 \(a\) 的子序列又是 \(b\) 的子序列的子序列最长长度。

设计状态： \(f_{i,j}\) 表示 \(a_1 \sim a_i\) 与 \(b_i \sim b_j\) 的LCS的长度

转移方程：

\[\begin{aligned} f_{i,j} = \max\begin{cases}f_{i-1,j}\\f_{i,j-1}\\f_{i-1,j-1}+1\quad a_i=b_i\end{cases} \end{aligned} \]

伪代码：

\[\begin{aligned} &f_{0,0} \leftarrow 0\\ &for\ i \leftarrow 1\ to\ n\\ &\quad\quad do\ for\ j \leftarrow 0\ to\ m\\ &\quad\quad\quad\quad do\ if\ a_j = b_i\\ &\quad\quad\quad\quad\quad\quad then\ f_{i,j} = f_{i-1,j-1}+1\\ &\quad\quad\quad\quad\quad\quad else\ f_{i,j} \leftarrow \max\{f_{i-1,j},f_{i,j - 1}\}\\ \end{aligned} \]

当然以上 \(O(n^2)\) 算法改变设计的状态，同样可以通过二分查找或线段树优化到 \(O(n\log n)\) 的，不过这里不多赘述，了解最朴素的啥意思就行

#2.0 LCIS 最长公共上升子序列

简单回顾了 LIS 和 LCS，我们终于可以看今天的主角——LCIS了

#2.1 状态设计 & 转移方程

#2.1.1 设计一个优美的状态

优美的状态：指暴力美学

结合 LIS 和 LCS 的状态设计，我们可以强行融合升级出这样一个状态：

\(f_{i,j}\) 表示 \(a_1 \sim a_i\) 和 \(b_1 \sim b_j\) 中以 \(b_{j}\) 为结尾的 LCIS 的长度

非常的简洁明了，而且，这样设计状态是符合动态规划的“三个基本条件”的。

#2.1.2 写出一个优美的方程

那么，重要问题就来了：如何转移状态？

假设，我们已经转移到了 \(a_i\)和 \(b_j.\) 显然，我们只有以下两种情况：

  • \(a_i\ne b_j\)
  • \(a_i=b_j\)

对于第一种情况，由于状态的设计，\(j\) 显然是不能变的，所以转移方程式为：

\[\begin{aligned} f_{i,j}=f_{i-1,j} \end{aligned} \]

对于相等的情况，我们要从前面的某个 \(b_k(b_k < b_j)\) 转移到 \(b_j\) ，所以有

\[\begin{aligned} f_{i,j} = \max_{0 \leq k < j \and b_k < b_j} \{f_{i-1,k}\} +1 \end{aligned} \]

综上状态转移方程为

\[\begin{aligned} f_{i,j}=\begin{cases}f_{i-1,j}&a_i\ne b_j\\\max_{0 \leq k < j \and b_k < b_j} \{f_{i-1,k}\} +1&a_i=b_j\end{cases} \end{aligned} \]

#2.1.2.1 关于上面方程的部分解释

  1. 为什么是从 \(f_{i-1,k}\)，而不是 \(f_{i-2,k},f_{i-3,k},\dots\) 之中转移？

观察上面的式子，显然对于任意的 \(f_{p-1,q}\) 来说，一定有过从 \(f_{p-2,t}(0\leq t\leq q)\) 转移而来的选择

  • 若 \(f_{p-1,q}\) 是从 \(f_{p-2,t}\) 转移而来，那么显然 \(f_{p-1,q} \geq f_{p-2,t}\)，即 \(f_{p-1,q}\) 一定不会比 \(f_{p-2,t}\) 差
  • 若 \(f_{p-1,q}\) 不是从 \(f_{p-2,t}\) 转移而来，那么显然 \(\exists f_{p-2,s} > f_{p-2,t},f_{p-1,q}=f_{p-2,s}+1\)，故有 \(f_{p-1,q}>f_{p-2,t}\)， 即 \(f_{p-1,q}\) 一定比 \(f_{p-2,t}\) 更优
  • 以上情况对于 \(f_{p-2,t}\) 的转移同样适用

以上，可见， \(f_{p,k}\) 从 \(f_{p-1,q}\) 转移而来一定不会比从 \(f_{s,t}(0\leq s<p-1,0\leq t\leq q)\) 差

  1. 按 1. 中的证明思路，是不是直接找满足 \(b_k<b_j\) 的最大的 \(k\) 即可？

显然不是，因为可能 \(\exists b_r>b_k,b_r < b_j,f_{x,r}>f_{y,k}\)，显然 \(f_{y,k}\) 不会从 \(f_{x,r}\) 转移，所以选择 \(f_{x,r}\) 要比选 \(f_{y,k}\) 更优

#2.2 码代码

#2.2.1 伪代码

\[\begin{aligned} &for\ i \leftarrow 1\ to\ n\\ &\quad\quad do\ for\ j \leftarrow 1\ to\ m\\ &\quad\quad\quad\quad do\ if\ a_i\ne b_j\\ &\quad\quad\quad\quad\quad\quad then\ f_{i,j}\leftarrow f_{i-1,j}\\ &\quad\quad\quad\quad\quad\quad else\ for\ k\leftarrow0\ to\ j-1\\ &\quad\quad\quad\quad\quad\quad\quad\quad do\ f_{i,j}\leftarrow \max\{f_{i,j},f_{i-1,k}+1\}\\ \end{aligned} \]

#2.2.2 代码所以我为啥要写伪代码

for (int i = 1;i <= n;i ++)
  for (int j = 1;j <= m;j ++)
    if (a[i] == b[i])
      for (int k = 0;k < j;k ++)
        f[i][j] = max(f[i][j],f[i - 1][k] + 1);
    else
      f[i][j] = f[i-1][j];

#3.0 优化！优化！优化！

上面的时间复杂度大约是 \(O(n^3)\) 的，显然不尽人意，那么有什么可以优化的吗？

#3.1 从转移方程下手

当 \(a_i\ne b_j\) 时的转移方程显然已经无法优化了，我们来看当 \(a_i=b_j\) 时：

\[\begin{aligned} f_{i,j}=\max_{0\leq k<j\and b_k<b_j}\{f_{i-1,k}\}+1=\max_{0\leq k<j且b_k<a_i}\{f_{i-1,k}\}+1 \end{aligned} \]

不难发现，

\[\begin{aligned} f_{i,j}=\boxed{\max_{0\leq k<j\and b_k<a_i}\{f_{i-1,k}\}}+1 \end{aligned} \]

加框的部分无非是为了找 \(f_{i-1,k}(1\leq k<j)\) 中满足 \(b_k<a_i\)的最大值，那么考虑，每次当 \(j\) 增加一时，\(k\) 可选的范围由 \(0\leq k<j\) 变为 \(0\leq k<j+1\)，那么仅有 \(f_{i-1,j}\) 加入了待选集合，而在仅考虑 \(j\) 的变化时，\(i\) 可以看作是不变的量，那么我们只需要每次更新完 \(f_{i,j}\) 后，检查 \(f_{i-1,j}\) 能否用来更新 \(f_{i,j+1}\) 即可

#3.2 码代码

#3.2.1 伪代码

\[\begin{aligned} &for\ i \leftarrow 1\ to\ n\\ &\quad\quad do\ val\leftarrow 0\\ &\quad\quad for\ j \leftarrow 1\ to\ m\\ &\quad\quad\quad\quad do\ if\ a_i=b_j\\ &\quad\quad\quad\quad\quad\quad then\ f_{i,j}\leftarrow val+1\\ &\quad\quad\quad\quad\quad\quad else\ f_{i,j}\leftarrow f_{i-1,j}\\ &\quad\quad\quad\quad if\ b_j<a_i\\ &\quad\quad\quad\quad\quad\quad then\ val\leftarrow \max\{val,f_{i-1,j}\} \end{aligned} \]

#3.2.2 代码

for (int i = 1;i <= n;i ++){
    int val = 0;
    for (int j = 1;j <= m;j ++){
        if (a[i] == b[j])
            f[i][j] = val + 1;
        else
            f[i][j] = f[i - 1][j];
        if (b[j] < a[i])
            val = max(val,f[i - 1][j]);
    }
}

#4.0 拓展

#4.1 输出路径

惯用的手法，多采用一个数组pre[N][M][2]记录每一步的前驱

inline void path(int i,inr j){
    if (pre[i][j][0] != -1)
      path(pre[i][j][0],pre[i][j][1]);
    printf("%d ",b[j]);
}

但是，这样做可能会爆空间，仔细看看是不是可以优化掉一维空间

显然对于每一步，我们真正需要的不过是 j 的具体数值，因为 i 一定是依次递减的，所以并不需要存下 i 的值

inline void path(int i,int j){
    if (pre[i][j] != -1)
      path(i - 1,pre[i][j]);
    printf("%d ",b[j]);
}

inline void solve(){
    for (int i = 1;i <= n;i ++){
        int val = 0,tmp = -1;
        for (int j = 1;j <= m;j ++){
            if (a[i] != b[j]){
                pre[i][j] = pre[i - 1][j]; //注意因为此时j相同，所以需要再找前驱
                f[i][j] = f[i - 1][j];
            }
            else{
                f[i][j] = val + 1;
                pre[i][j] = tmp;
            }
            if (b[j] < a[i]){
                if (val < f[i - 1][j]){
                    val = f[i - 1][j];
                    tmp = j;
                }
            }
        }
    }
}

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  • 初次完成编辑 - \(\mathfrak{2021.3.3}\)

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posted @ 2021-03-03 20:20  Dfkuaid  阅读(161)  评论(0)  编辑  收藏  举报