区间DP，在我的初步理解是，在这个区间内部进行DP操作，得到一个最优解，这个区间是可以分割成小的区间，并且由小的区间合并到大的区间
括号匹配
给定一个区间，问子序列中，成对匹配的子序列最长是多少。
首先区间DP应该先写出动态转移方程，
首先应该预处理，假设括号不匹配，那么状态转移
DP[i][j]=DP[i+1][j];
如果S[i]和S[k]成功匹配，我们转移是从两边转移
DP[i][j]=MAX(DP[i][j],DP[i][K-1]+DP[K+1][j]+2);
代码:
#include<iostream>
#include<stdio.h>
#include<string.h>
using namespace std;
char s[103];
int dp[103][103];
int main(){
while(scanf("%s",s+1) && s[1]!='e'){
int len=strlen(s+1);
memset(dp,0,sizeof(dp));
for (int i=len-1;i>=1;i--)//左边间
for (int j=i+1;j<=len;j++)//右边界
{
dp[i][j]=dp[i+1][j];//z假设他不匹配那么dp[i+1][j]只能由dp[i][j]推出
for (int k=i+1;k<=j;k++)
{
if ((s[i]=='(' && s[k]==')') || (s[i]=='[' && s[k]==']'))//匹配成功
dp[i][j] = max(dp[i][j],dp[i+1][k-1]+dp[k+1][j]+2);//转移方程
}
}
printf("%d ",dp[1][len]);
}
return 0;
}
合并石子
给你N堆石子，只能合并相邻的石子，并且花费为两堆石子权值之和，求合成一堆所需费用。
分析：
一般对于这种DP给定区间求最小值，首先应该初始化INF.
我们来分析一下这个DP，这是区间DP最基础的类型，我们首先应该分析这个DP应该是二维的，因为只有一段，所以可以很容易写出DP转移方程
DP[i][j]代表，在i,j范围内合并所需要的最小权值，而K作为分割，在i->j里面遍历，而SUM[i]][j]为石头的权值，表示合并i->k->j所需要的权值
Sum[i][j]=Sum[i][k]+Sum[k][j];
DP[i][j]=max( DP[i][j] , DP[i][k]+DP[k+1][j]+sum[i][j] );
代码：
#include<iostream>
#include<stdio.h>
#include<string.h>
#define INF 0x3f3f3f3f
using namespace std;
int main(){
int n;
int dp[205][205];
int sum[205][205];//石头数量
int a[205];
while(~scanf("%d",&n)){
memset(dp,0,sizeof(dp));
memset(sum,0,sizeof(sum));
for(int i=1;i<=n;i++){
scanf("%d",&a[i]);
sum[i][i]=a[i];
}
for (int i=1;i<=n;i++)
for (int j=1;j<=n;j++){
dp[i][j]= i==j? 0 : INF;//初始化操作
}
for (int len=1;len<n;len++){//首先枚举每个长度
for (int i=1;i+len<=n;i++){//再枚举每个初始点
int j=len+i;//结束点
for (int k=i;k<j;k++){//分割点
sum[i][j]=sum[i][k]+sum[k+1][j];
dp[i][j]=min(dp[i][j],dp[i][k]+dp[k+1][j]+sum[i][j]);
}
}
}
cout<<dp[1][n]<<endl;
}
return 0;
}
总结：区间DP的DP方程其实并不难写
大概就是DP[i][j]=MAX/MIN(DP[i][j],DP[i][k]+DP[k][j]+w);
W代表这样合并的影响