dp一直是短板，现在从最基础的地方开始补
给定背包总容量 M ，n个商品选择，分别有价值vi，占量wi，从中取商品放入背包，令。容量和W=Σwi不超过M，令背包中的价值和V=Σvi最大
然后取法有很多种，分别是
- 只取一次
- 各种变形，比如：可重复取，只能取有限次。
参考博文：链接
对于最基本的情况1 贴一个vjudge的题目链接
如果暴力做的话就是求全组合，然鹅数据量实在不够，如果穷举就给一直TE了
这个问题最讨厌的地方在于，不能直接使用贪心排序，无论是重量贪心还是v/w贪心都不行，
具体可以参考这篇博文，对各种贪心方式和最优解直接的差距做了一个趋近误差分析，https://blog.csdn.net/weixin_33825683/article/details/94745157
不过，前面的选择会影响后面的，每个物体的优先权会被整体的情况影响，这是不是很耳熟？
01背包的—只取一次—的情况，与最短路很相似，
- 01背包前面的商品会影响后面的，最短路前面选择的节点会影响后面的节点，
- 01背包要求价值最大，最短路要求路径长度最小
- 01背包每次决策是否放入某物品，最短路每次决策是否放入某个节点
可以把物品看成节点
一点区别，
- 01背包限制物品总重量不能超过M，不要求两物品之间要有什么联系
- 最短路选边的限制是两节点间是否存在边，不要求节点选择有限，比如只能选几个节点之类的
回忆解决最短路的算法，可以说，Floyd和Dijikstra，其实就是动态规划解决最短路问题
- Floyd是把每一个点到其它点的最短路径记录下来，从子问题，逐层扩展，不断更新邻接表的值
- Dijikstra是确定起点，把该起点到其他位置的最短路都找到，然后从子问题，逐层扩展，不断更新邻接表的值
Floyd的子问题更新方式：dp【i】【j】=min（dp【i】【k】+dp【k】【j】，dp【i】【j】），外面是三重循环，O（n2）
- dp【i】【j】表示已有的不放入k节点的 i - j 最短路径，
- k 表示是否在 i - j 之间放入k节点，放进去时，新路径 R=dp【i】【k】+dp【k】【j】
Dijikstra的子问题更新方式 ，dp【i】=min（dp【j】+ r【j】【i】，dp【i】）
- dp【i】表示从起点到 i 最短路径 ，r【j】【i】表示已知 j - r 的直接路径，
- 确定起点，不需更新完所有的最短路，而是，只更新分支树
可以发现，01背包和Floyd非常像，因为它需要把整张路径邻接表都初始化
仿照以上思路，把物品看成节点，要求V最大，V/M最大，即总容量的利用率最高，即M分配给不同的 wi，要求每一份子空间的，V最大
01背包每次决策是否放入某物品，最短路每次决策是否放入某个节点
可以这样写：dp【j】=max（dp【j】，dp【j-w【i】】+ v【i】），j 》= w【i】 ； j = m 从大到小，或者，m=0从小到大遍历完，决策时 i 为常数， 所以 i 在最外层
- dp【j】表示 空间 j 时 最大价值（不需要装满，只要能放进去就检查一次），同理dp【j-w【i】】表示不放入 dp【i】
- i 表示第 i 件物品是否放进去容量上限为 j 的背包，每件物品从1到m都测一次；
- 放进去时，新价值 V=dp【j-w【i】】+v【i】，dp【m】为最终结果
也可以这样写，比较常见的二维数组写法：dp【i】【j】=max（dp【i】【j-1】，dp【i-w【j】】【j-1】+ v【j】）j《 n，j 和 上面的 i 是一个道理
- dp【i】【j】表示空间为 i 时，放入第 j 件物品 ， 得到的最大价值（不需要装满）的效果
- j 表示 第 j 件 物品是否放进去背包 ，第 j 件恰好也是 第 j 号 ，放进去时，新价值 V=dp【i-w【j】】【j-1】+ v【j】，
- 这个好处是可以比较方便地记录下放入的背包编号，只需要另设一个数组 ，令 r【j】= k ，不断更新即可
注意枚举的顺序是正序还是逆序, https://blog.csdn.net/yandaoqiusheng/article/details/84929357
- j = m 从大到小，到 wi
- j = 0 从小到大,到 m
AC代码，写法1，实际实现的时候，需要把dp【j】从 j=m 到 j=0，j-- 一直试下去；j = m 从大到小（m，m-1，m-2，，，m-x=wi）比从小到大排好，从小到大还要循环内再判断
1 #include <iostream> 2 #include <cstring> 3 #include <cstdio> 4 using namespace std; 5 const int M=1e5+10; 6 int w[M],v[M]; 7 int n,m; 8 int dp[M]; 9 10 int T; 11 void f() { 12 memset(dp,0,sizeof(dp)); 13 //dp[j]=max(dp[j],dp[j-w[i]]+v[i]);i(1,n),j>=w[i], 14 //容量初始值j=m 15 //决策时i为常数， 所以 i 在最外层 16 for(int i=1; i<=n; i++) { 17 for(int j=m; j>=w[i]; j--) { //能取等!!! 18 dp[j]=max(dp[j],dp[j-w[i]]+v[i]); 19 } 20 } 21 cout<<dp[m]<<endl; 22 } 23 /* 24 5 1000 25 144 990 26 487 436 27 210 673 28 567 58 29 1056 897 30 31 2099 32 */ 33 int main() { 34 35 cin>>n>>m; 36 for(int i=1; i<=n; i++)cin>>w[i]>>v[i]; 37 f(); 38 39 return 0; 40 }
不能AC的写法2，数据量太大 ，二维会爆炸
1 #include <iostream> 2 #include <cstring> 3 #include <cstdio> 4 using namespace std; 5 const int M=1e5+3; 6 int w[M],v[M]; 7 int n,m; 8 int dp[M][503]; 9 10 void f() { 11 memset(dp,0,sizeof(dp)); 12 //dp[i][j]=max(dp[i][j-1],dp[i-w[k]][j-1]+v[k]);i(1,n),i>w[k], 13 //容量初始值i=m 14 //决策时i为常数， 所以 i 在最外层 15 int ans=0; 16 for(int j=1; j<=n; j++) { 17 for(int i=1; i<=m; i++) { 18 if(i>w[i])dp[i][j]=max(dp[i][j-1],dp[i-w[j]][j-1]+v[j]); 19 else dp[i][j]=dp[i][j-1]; 20 21 } 22 23 } 24 25 cout<<dp[m][n]<<endl; 26 } 27 28 /* 29 5 1000 30 144 990 31 487 436 32 210 673 33 567 58 34 1065 897 35 36 2099 37 */ 38 int main() { 39 40 cin>>n>>m; 41 for(int i=1; i<=n; i++)cin>>w[i]>>v[i]; 42 f(); 43 return 0; 44 }
这种情况不能按照 i = m 从大到小（m，m-1，m-2，，，m-x=wi）否则，更新是不完全，需要将dp【m】【1-n】都检查一次，不能直接通过输出dp【m】【n】来决定，
原因在于，此时dp【i】【j】从 j=1 到 j=n有多个值，个别n可能并没有数值，而写法1直接就是这些情况中的最大值，所以不用再找