标签：sub 详解 dir 出现 ems 产生 red 简单 如何
转自：labuladong公众号
子序列问题是常见的算法问题，而且并不好解决。
首先，子序列问题本身就相对子串、子数组更困难一些，因为前者是不连续的序列，而后两者是连续的，就算穷举都不容易，更别说求解相关的算法问题了。
而且，子序列问题很可能涉及到两个字符串，比如让你求两个字符串的 最长公共子序列，如果没有一定的处理经验，真的不容易想出来。所以本文就来扒一扒子序列问题的套路，其实就有两种模板，相关问题只要往这两种思路上想，十拿九稳。
一般来说，这类问题都是让你求一个最长子序列，因为最短子序列就是一个字符嘛，没啥可问的。一旦涉及到子序列和最值，那几乎可以肯定，考察的是动态规划技巧，时间复杂度一般都是 O(n^2)。
原因很简单，你想想一个字符串，它的子序列有多少种可能？起码是指数级的吧，这种情况下，不用动态规划技巧，还想怎么着呢？
既然要用动态规划，那就要定义 dp 数组，找状态转移关系。我们说的两种思路模板，就是 dp 数组的定义思路。不同的问题可能需要不同的 dp 数组定义来解决。
1、第一种思路模板是一个一维的 dp 数组：
int n = array.length; int[] dp = new int[n]; for (int i = 1; i < n; i++) { for (int j = 0; j < i; j++) { dp[i] = 最值(dp[i], dp[j] + ...) } }
举个我们写过的例子 最长递增子序列，在这个思路中 dp 数组的定义是：
在子数组array[0..i]中，以array[i]结尾的目标子序列（最长递增子序列）的长度是dp[i]。
为啥最长递增子序列需要这种思路呢？前文说得很清楚了，因为这样符合归纳法，可以找到状态转移的关系，这里就不具体展开了。
2、第二种思路模板是一个二维的 dp 数组：
int n = arr.length; int[][] dp = new dp[n][n]; for (int i = 0; i < n; i++) { for (int j = 1; j < n; j++) { if (arr[i] == arr[j]) dp[i][j] = dp[i][j] + ... else dp[i][j] = 最值(...) } }
这种思路运用相对更多一些，尤其是涉及两个字符串/数组的子序列。本思路中 dp 数组含义又分为「只涉及一个字符串」和「涉及两个字符串」两种情况。
2.1 涉及两个字符串/数组时（比如最长公共子序列），dp 数组的含义如下：
在子数组arr1[0..i]和子数组arr2[0..j]中，我们要求的子序列（最长公共子序列）长度为dp[i][j]。
2.2 只涉及一个字符串/数组时（比如本文要讲的最长回文子序列），dp 数组的含义如下：
在子数组array[i..j]中，我们要求的子序列（最长回文子序列）的长度为dp[i][j]。
第一种情况可以参考这两篇旧文：详解编辑距离 和 最长公共子序列。
下面就借最长回文子序列这个问题，详解一下第二种情况下如何使用动态规划。
之前解决了 最长回文子串 的问题，这次提升难度，求最长回文子序列的长度：
我们说这个问题对 dp 数组的定义是：在子串s[i..j]中，最长回文子序列的长度为dp[i][j]。一定要记住这个定义才能理解算法。
为啥这个问题要这样定义二维的 dp 数组呢？我们前文多次提到，找状态转移需要归纳思维，说白了就是如何从已知的结果推出未知的部分，这样定义容易归纳，容易发现状态转移关系。
具体来说，如果我们想求dp[i][j]，假设你知道了子问题dp[i+1][j-1]的结果（s[i+1..j-1]中最长回文子序列的长度），你是否能想办法算出dp[i][j]的值（s[i..j]中，最长回文子序列的长度）呢？
可以！这取决于s[i]和s[j]的字符：
如果它俩相等，那么它俩加上s[i+1..j-1]中的最长回文子序列就是s[i..j]的最长回文子序列：
如果它俩不相等，说明它俩不可能同时出现在s[i..j]的最长回文子序列中，那么把它俩分别加入s[i+1..j-1]中，看看哪个子串产生的回文子序列更长即可：
以上两种情况写成代码就是这样：
if (s[i] == s[j]) // 它俩一定在最长回文子序列中 dp[i][j] = dp[i + 1][j - 1] + 2; else // s[i+1..j] 和 s[i..j-1] 谁的回文子序列更长？ dp[i][j] = max(dp[i + 1][j], dp[i][j - 1]);
至此，状态转移方程就写出来了，根据 dp 数组的定义，我们要求的就是dp[0][n - 1]，也就是整个s的最长回文子序列的长度。
首先明确一下 base case，如果只有一个字符，显然最长回文子序列长度是 1，也就是dp[i][j] = 1,(i == j)。
因为i肯定小于等于j，所以对于那些i > j的位置，根本不存在什么子序列，应该初始化为 0。
另外，看看刚才写的状态转移方程，想求dp[i][j]需要知道dp[i+1][j-1]，dp[i+1][j]，dp[i][j-1]这三个位置；再看看我们确定的 base case，填入 dp 数组之后是这样：
为了保证每次计算dp[i][j]，左、下、左下三个方向的位置已经被计算出来，只能斜着遍历或者反着遍历：
我选择反着遍历，代码如下：
1 int longestPalindromeSubseq(string s) { 2 int n = s.size(); 3 // dp 数组全部初始化为 0 4 vector<vector<int>> dp(n, vector<int>(n, 0)); 5 // base case 6 for (int i = 0; i < n; i++) 7 dp[i][i] = 1; 8 // 反着遍历保证正确的状态转移 9 for (int i = n - 1; i >= 0; i--) { 10 for (int j = i + 1; j < n; j++) { 11 // 状态转移方程 12 if (s[i] == s[j]) 13 dp[i][j] = dp[i + 1][j - 1] + 2; 14 else 15 dp[i][j] = max(dp[i + 1][j], dp[i][j - 1]); 16 } 17 } 18 // 整个 s 的最长回文子串长度 19 return dp[0][n - 1]; 20 }
至此，最长回文子序列的问题就解决了。
主要还是正确定义 dp 数组的含义，遇到子序列问题，首先想到两种动态规划思路，然后根据实际问题看看哪种思路容易找到状态转移关系。
另外，找到状态转移和 base case 之后，一定要观察 DP table，看看怎么遍历才能保证通过已计算出来的结果解决新的问题
有了以上思路方向，子序列问题也不过如此嘛。
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原文地址：https://www.cnblogs.com/clarino/p/12417000.html
