石子合并
石子合并是环形dp的经典题，要做它我们首先要做它的弱化版，也就是排成一排的情况：石子合并（弱化版）（洛谷p1775）
石子合并弱化版解法
对于这道题，可以先从简单的情况开始考虑；比如现在要合并a,b,c三堆石子，那么显然只有先合并a,b两队石子和先合并b,c两队石子两种情况，也就是说：
\[f[1][3]=min(f[1][2]+f[3][3],f[1][1]+f[2][3])+v[1][3];
\]
\[//f[i][j]表示合并第i到第j堆石子所要花费的代价，v[i][j]表示第i到j堆石子的总质量
\]
同样的，对于4堆石子a,b,c,d，可以先合并b,c,d，也可以先合并a,b，也可以先合并a,b,c，即可以从a,b,c,d之间的三个空隔中的任意一个隔开，将石子分成两堆，然后分别合并两堆，最后找代价的最小值；
于是就可以得到这样的一个dp思路：枚举一个L表示合并的区间长度从1到n（n是石子堆数），然后在每一个区间内再枚举断点k，求出每个区间所用代价的最小值，最后的答案落在区间[1,n]；这种通过短区间转移到大区间的dp思路就是区间dp；
代码如下：
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
int n,m[305],f[305][305],v[305][305];//f和V的含义同上
int main(){cin>>n;for(int i=1;i<=n;i++){cin>>m[i];}for(int i=1;i<=n;i++){for(int j=i;j<=n;j++){v[i][j]=v[i][j-1]+m[j];//处理出所有区间的石子重量和}}for(int l=1;l<n;l++){//枚举区间长度for(int i=1;i<=n-l;i++){int j=i+l;f[i][j]=0x3f3f3f3f;for(int k=i;k<j;k++){//枚举断点f[i][j]=min(f[i][j],f[i][k]+f[k+1][j]+v[i][j]);//转移方程}}}cout<<f[1][n];//答案落在区间[1,n]return 0;
}
石子合并
p1880
接下来就可以怎么把刚才的做法变成环形的，显然最容易想到的做法就是破环为链，这样就可以套用刚才的做法了；但是如果这样做就需要枚举在原序列的每一个点上破环得到的结果，时间复杂度无法接受；
其实可以想到这样一种思路：同样是破环为链，但是我可以保证只在破环之后的这个新序列上做一次区间dp可以覆盖到所有情况；有没有这样的处理方法呢？显然是有的：把原序列复制一遍接到它后面就可以了；比如对于序列4 7 3 5，处理之后的新序列就是4 7 3 5 4 7 3 5；可以发现新序列上每一个长度为4的区间就是破环为链的一种结果；
代码如下：
#include<bits/stdc++.h>
using namspace std;
int n,m[210],f[210][210],v[210][210],f2[210][210];//f是最小值，f2是最大值
int main(){int ans1=0x3f3f3f3f,ans2=-0x3f3f3f3f;cin>>n;for(int i=1;i<=n;i++){cin>>m[i];}for(int i=n+1;i<=n+n;i++){//复制一遍原序列m[i]=m[i-n];}for(int i=1;i<=n+n;i++){for(int j=i;j<=n+n;j++){v[i][j]=v[i][j-1]+m[j];}}for(int l=1;l<n;l++){//枚举的区间长度仍然是原序列的长度for(int i=1;i<=n+n-l;i++){int j=i+l;f[i][j]=0x3f3f3f3f;f2[i][j]=-0x3f3f3f3f;for(int k=i;k<j;k++){f[i][j]=min(f[i][j],f[i][k]+f[k+1][j]+v[i][j]);f2[i][j]=max(f2[i][j],f2[i][k]+f2[k+1][j]+v[i][j]);//相同的转移方法}}}for(int i=1;i<=n;i++){//求出所有情况的最值ans1=min(ans1,f[i][i+n-1]);ans2=max(ans2,f2[i][i+n-1]);}cout<<ans1<<endl<<ans2;return 0;
}